进程
内核调度的对象是线程，而不是进程。Linux系统的线程实现非常特别：它对线程和进程并不特别区分。
进程提供两种虚拟机制，虚拟处理器与虚拟内存。一个是进程独享处理器的假象一个是独享内存资源的假象。线程之间共享虚拟内存，各自有虚拟处理器。
父进程调用fork()复制现有进程创建一个全新的进程子进程。
每个线程都有一个独立的程序计数器、进程栈和一组进程寄存器。内核调度的对象是线程，而不是进程。Linux系统的线程实现非常特别：它对线程和进程并不特别区分。
进程提供两种虚拟机制，虚拟处理器与虚拟内存。一个是进程独享处理器的假象一个是独享内存资源的假象。线程之间共享虚拟内存，各自有虚拟处理器。
进程的另一个名字是task，Linux内核通常把进程也叫做任务。
进程描述符及任务结构
内核把进程的列表存放在任务列表（task list）的双向循环列表中。链表的每一项都是类型为task_struct称为进程描述符的结构中，该结构相对较大，包含的数据能够完整的描述一个正在运行的程序：打开的文件，进程地址空间，挂起信号，进程状态及其他。
分配进程描述符
Linux通过slab分配器分配task_struct结构,这样能够对象复用和缓存着色。
使用slab动态生成task_struct需要用到结构thread_info,其task域有指向实际进程描述符的指针。每个任务的thread_info在它的内核栈的尾端分配。
进程描述符的存放
内核通过唯一标识符PID（process indentification value）来标识每个进程，PID存放在进程描述符。为了兼容性设置其为short int型，故其最大值为32768.但是对于大型服务器需要更大值。可以不考虑兼容性修改/proc/sys/kernel/pid_max提高上限。
内核访问任务需要获取指向task_struct的指针，故通过宏找到当前正在运行的进程描述符的速度就尤为重要。硬件的结构体系不同，宏的实现不同。例如有的体系结构有专用寄存器用于加快访问task_struct的速度，x86结构寄存器并不富余，就只能通过计算偏移间接查找task_struct。
进程状态
task_struct的state域描述当前状态，必为五中之一
- TASK_RUNNING(运行)在运行或在运行队列等待
- TASK_INTERRUPIBLE(可中断)被阻塞
- TASK_UNINTERRUPTIBLE（不可中断）接到信号也不会唤醒
- _TASK_TRACED被其他进程跟踪
- _TASK_STOPPED停止执行
设置当前的进程状态
调整某个进程状态
set_task_state(task,state);
进程上下文
可执行代码是进程的重要组成部分。这些代码从一个可执行文件载入到进程的地址空间执行，一般在用户空间执行，执行系统调用或触发异常陷入内核空间。对内核的访问必须经过明确定义的接口。
进程家族树
Linux和Unix一样所有的进程都是PID为1的init进程的后代。内核在系统启动的最后阶段启动init进程读取系统初始化脚本（initscript）并执行其他相关程序最终完成系统启动整个过程。init进程的进程描述符是作为init_task静态分配的。
对于当前task_struct，可以通过task_struct类型parent指针访问其父进程（必有一个），还包含一个children的子进程链表。
进程创建
许多其他操作系统：首先在新的地址空间创建进程，读入可执行文件，最后开始执行。
Unix：首先通过fork（）拷贝当前进程创建一个子进程，父子进程区别仅限于PID，PPID（子进程将其设为父进程PID值）和某些资源统计量。exec（）负责读取可执行文件并将其载入地址空间运行。如果 exec 调用成功,调用进程将被覆盖,然后从新程序的入口开始执行。这样就产生了一个新的进程,但是它的进程标识符与调用进程相同。这就是说,exec 没有建立一个与调用进程并发的新进程,而是用新进程取代了原来的进程。
写时拷贝
Linux的fork（）采用写时拷贝，只有子进程在父进程进行写入时再进行拷贝，其他的时候是只读共享。所以fork（）的实际开销就是复制父进程页表以及创建PID。
fork（）
Linux通过clone（）系统调用实现fork（）
fork（）-调用->clone()-调用->do_fork()（完成创建的大部分工作）-调用->copy_process()
copy_process工作:
- 调用dup_task_strucr()为新进程创建一个内核栈、thread_info和task_struct，此时，父子进程描述符完全一样。
- 检查并确保新创建这个进程后进程数目没有超出资源限制。
- 子进程着手于区别父进程。task_struct的许多成员被清零或设为初始值。
- 子进程的状态被设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE，以保证它不会投入运行。
- copy_process()调用copy_flags()以更新task_struct的flags成员。表明进程是否拥有超级用户权限的PF_SUPERRIV标志被清0，表示进程还没有调用exec()函数的PF_FORKNOEXEC标志被设置。
- 调用alloc_pid()为新进程分配一个分配一个有效的PID。
- 根据传递给clone()的参数标志，copy_process()拷贝或共享打开的文件、文件系统信息、信息处理函数、进程地址空间和命名空间等。一般，这些资源会所有线程共享，否则资源对每个进程是不同的，因此拷贝到这里。
- 最后，copy_process做扫尾工作并返回一个指向子进程的指针。
如果copy_process()成功返回do_fork()，新创进程被唤醒且内核有意让其首先执行。因为一般子进程都会马上调用exec()函数，可以避免父进程首先执行可能的写入造成的额外开销。
vfork（）
除了不拷贝父进程的页表项以外，vfork()和fork()功能相同。基本没啥用。
线程在Linux中的实现
Linux中，线程具有task_struct,它看起来就是普通进程，只是和其他一些进程共享某些资源，如地址空间。对Linux来说，线程只是进程间共享资源的手段。
创建线程
线程创建于进程类似，只是在调用clone时需要传递一些参数标明需要共享的资源。创建Linux进程所花时间和其他操作系统创建线程要少。
内核线程
独立运行在内核空间的标准进程，和普通进程区别在于没有独立地址空间。只在内核空间运行，和普通进程一样，可以被调度，也可以被强占。
新的任务是由kthread内核进程通过clone()系统调用而创建的。
内核线程启动后就一直运行到调用do_exit（）退出或其他部分调用kthread_stop()退出。
进程终结
终结时，释放资源并告诉父进程。
可以调用exit()主动终结,也可以异常被动终结,但大部分靠do_exit()来完成
do_exit():
- 将task_struct标志设为PF_EXITING
- 调用del_time_sync()删除任一内核定时器。根据返回的结果，它确保没有定时器在排队也没有定时器处理程序在运行。
- 如果BSD的记账功能是开启的，do_exit()调acct_update_integrals()来输入记账信息。
- 调用exit_mm()函数释放进程占用的mm_struct，如果没有别的进程使用它们（也就是说，这个进程空间没有被共享），就彻底释放它们。
- 调用sem_exit()函数，如果进程排队等候IPC信号，它则离开队列。
- 调用exit_files()和exit_fs()，以分别递减文件描述符、文件系统数据的引用计数。如果其中某个引用计数的数值降为0，那么久代表没有进程在使用相应的资源可以释放。
- 接着把存放在task_struct和exit_code成员中的任务退出代码置为由exit（）提供的退出代码，或者去完成任何其他由内核机制规定的退出动作，退出代码存放在这里供父进程随时检索。
- 调用exit_notufy()向父进程发送信号，给子进程重新找养父，养父为线程组中的其他线程或为init进程，并把进程状态（存放在task_struct中的exit_state中）设成EXIT_ZOMBIE。
- do_exit()调用schedule（）切换到新的进程。因为处于EXIT_ZOMBIE状态的进程不会再被调度，所以这是进程执行的最后一段代码。do_exit()永不返回。
至此进程仅剩的内存就是内核栈，Thread_info 和task_struct结构。此时进程存在的唯一目的数向它的父进程提供信息。父进程检索到信息后，或者通知内核那是无关信息后，内存释放。
删除进程描述符
进程终结时的清理工作和进程描述符的删除被分开进行，这样做可以让系统有办法在子进程终结后仍能获得它的信息。过程如上段。
孤儿进程造成的进退维谷
如果父进程在子进程之前退出，必须有机制来保证子进程能够找到一个新的父亲。解决方法是给子进程在当前线程组内找一个线程做父亲，如果不行，就让init做父进程。