深入理解进程线程
进程的由来
早期计算机如何工作？
单任务批处理：一次只能运行一个程序，程序独占所有资源（CPU、内存、I/O）。
缺陷：
CPU闲置：程序等待I/O（如磁盘读写）时，CPU空转，利用率极低。
无容错：程序崩溃 = 系统崩溃。
无并发：无法同时处理多个任务。
Why为什么导致这种情况？
硬件无支持：
无中断机制 → CPU无法被强制打断。
无MMU（内存管理单元）→ 程序直接操作物理内存，互相覆盖数据。
状态保存问题：
切换程序时，需保存寄存器、内存状态，但早期无标准化方法（无PCB）。
进程由此诞生
进程 = 程序的一次执行实例 + 运行时状态 + 资源集合
程序：静态的代码（如.exe文件）。
进程：动态的实体（运行时的程序，拥有内存、CPU时间、文件等资源）。
进程解决的四大核心问题
一. 并发：
首先最主要的硬件支持！
1. 时钟中断：强制收回CPU控制权。
2. PCB（进程控制块）：保存/恢复进程状态（如寄存器值）。
怎么使用 PCB 和 时钟中断？
时间片轮转 上下文切换
什么是PCB？
为什么出现PCB：
如果没有PCB操作系统无法跟踪哪些程序正在运行、哪些在等待。
无法公平分配CPU时间（如高优先级程序抢占低优先级程序）。
进程隔离的真正实现在于PCB
PCB中含有：
页表指针 记录虚拟内存到物理内存的映射关系，确保进程只能访问自己的内存区域。
内存边界寄存器 定义进程可用的堆、栈范围，越界访问会触发异常（如Segmentation Fault）。
二. 隔离：
每个进程拥有独立的虚拟地址空间，通过MMU映射到物理内存。
虚拟内存的真正含义：
虚拟地址是 CPU 运行程序时生成的 当你写代码访问某个变量，比如 x = 10，编译后变成访问地址如 0x00400000。
这个地址就是虚拟地址，程序里看到的所有地址都是虚拟地址。
虚拟地址并不直接访问物理内存，而是交由硬件的 MMU（Memory Management Unit） 来转换。
共享物理地址：
进程 A 的虚拟地址 0x1000 和进程 B 的虚拟地址 0x2000 可以映射到同一个物理页（比如物理地址 0x8000）。
一个物理页的“地址”是其起始地址（如 0x8000），但实际代表一整块内存。 例如 物理页 0x8000 表示从 0x8000 到 0x8FFF
页表记录的是物理页的起始地址（如 0x8000） 虚拟地址的页内偏移量（Offset） 自动定位到物理页中的具体位置。
操作系统分配一个物理页（如 0x8000 ~ 0x8FFF）。
进程 A 的虚拟页 0x1000 映射到 0x8000。
进程 B 的虚拟页 0x2000 也映射到 0x8000。
偏移量的作用：
进程 A 的虚拟页首地址是 0x1000。
访问 0x1003：
页内偏移量 = 0x003。
实际物理地址 = 0x8000（物理页首地址） + 0x003 = 0x8003。
三. 资源管理：
操作系统以进程为单位分配：
CPU时间（调度器） 控制哪个进程什么时候用 CPU。
内存（虚拟内存系统） 每个进程有自己的虚拟地址空间，互相隔离，防止读写别人的数据。
文件/设备（文件描述符表） 比如打开的文件、网络连接、标准输入输出等，每个进程有自己的文件表。
进程切换
中断触发： 时钟中断或系统调用强制CPU进入内核态。
保存状态： 将当前进程的寄存器值存入其PCB。
选择新进程： 调度器从就绪队列选取下一个进程。
恢复状态： 从新进程的PCB加载寄存器值到CPU。
切换页表： 更新MMU的虚拟内存映射。
跳转执行： CPU从新进程的PC地址继续运行。
进程fork子进程
在一个进程创建的时候，进程可以系统调用 创建新进程来协助工作！
示例：
Unix 在shell使用 ls shell本身自己是一个进程 ls 又是另一个进程 fork出来子进程之后 使用 exec（“ls”）执行
Windows 创建新进程 则是使用 CreateProcess（） 调用包括多个参数
写时复制
进程创建之后 父子进程 共享相同的物理内存页 页被设置为_只读_
父子进程的页表都指向者同一块物理内存
一旦其中一个尝试写入该页 则会出现_页错误_ 也就触发了
写时复制 ： 操作系统 复制出该页的一个副本 标记副本为可写 更新该进程的页表
父子进程不再共享同一物理页：修改后，写入进程（子进程）获得独立副本，未修改的进程（父进程）继续使用原页。
原页保持只读：原页的权限不会被恢复为可写，其他共享该页的进程（如父进程或其他子进程）仍受 COW 保护，直到它们尝试写入时再触发同样的复制流程。
好处：
减少不必要的复制：例如 fork() 后子进程只读数据（如程序代码）时，无需复制物理页。
降低内存压力：多个进程可以共享相同的只读页（如 C 库的代码段），直到实际需要修改。