在linux系统中，对于进程管理，文件系统和设备驱动，都是通过先描述再组织的方式进行管理。那么，什么是先描述，什么是后组织呢？
简单来说，先描述的意思就是，将数据，通过结构体进行封装，实现将数据给对象化。后组织，就是将这些对象，通过数据结构（链表，队列，堆栈）进行连接，使其建立联系，实现高效关联。
进程概念
接下来，我们来了解一下，什么叫做进程。在课本上，进程的描述颇为复杂，但是我们在这，就对进程下一个绝对正确的定义：
进程=内核数据机构对象+自己的代码与数据。
在课本上，我们将这个对象称之为PCB(process control block),这个对象就是用来描述进程的属性的。在linux系统中，PCB就是task_struct，这是linux底层用c++封装的一种数据结构，它存放于RAM中。所有运行在系统的进程都以task_struct双链表的形式存放在内核中，因此，我们通过一个进程，理论上可以找到其他的进程。我们需要知道的是，我们历史上执行的所有指令，工具，gcc编译后的程序，都是进程。
所有的进程都存放在/proc/这个目录下，如果我们对这个目录进行ls，我们会看到一堆数字，此时我们再直接执行ps -ajx ，我们也会也会看到一堆数据，其中，PID的数据就是/proc目录下的对应的数字。此时我们再ls -l,我们会看到两个符号链接，一个是exe,一个是cwd。exe，我们在Windows系统中也非常常见了，他就是可执行文件，通过ls -l，我们会看到他后面跟着一个地址，就是指向那个可执行文件。接着是cwd，他的意思是当前工作目录，指向的是进程当前所在的目录。我们通过chdir可以改变这个路径的指向。
在c语言中，我们可以通过fork来创建子进程，fork一种写时拷贝的显著例子。那么，写时拷贝是什么呢？简单来说，当我们在父进程创建一个子进程的时候，理论上我们需要把父进程的资源全部复制一遍给子进程，但是如果父进程很大（几个G）时，这样子会很浪费时间和空间，因此，在只读的情况下，此时子进程和父进程是共用父进程的资源的。当其中一个进程需要改数据，动资源的时候，会触发缺页中断，此时内核才会申请新的空间，把数据进行复制，保证父子进程都有自己的空间。我们举一个生活中的例子：
想象你和同学合写一份报告：
没有 COW：我先复印 50 页纸给你。你拿过去可能一张没改，这 50 页纸就浪费了。
使用 COW：我发给你一个只读链接。
如果你只是看，我们共用这一份云端文档。
一旦你想在某一段加上你的名字，系统瞬间帮你生成一个这页文档的私人副本供你编辑。
这就是写时拷贝的精妙之处了。然后这里，我们还需要注意的是，如果在新创空间之前，我们把父进程给关了，此时原共享的资源就属于子进程了，并且该资源的权限由“只读”变成了“可写”。
接下来我们再来讨论fork的返回值问题，其实其本质也是写实拷贝。当我们运行如下代码时，我们会发现终端会同时处理父子进程的逻辑，为什么fork会返回两个值呢？其实，并不是fork返回了两个值，而是父子进程，各返回了一个值。fork以后，父进程会返回子进程的pid，因为一个父进程可能有多个子进程，它需要知道现在生成的这个子进程是谁。子进程会返回0，因为子进程只有一个父进程，他只需要通过get_ppid（）函数就能知道他的父进程是谁，因此返回0就可以。刚 fork 完：父子进程的变量id理论上指向同一个物理地址。写入返回值：内核在返回时，实际上是在向id变量写入数据。因此，在最后返回PID的时候，实际上是两个进程再交互工作。
pid_t id = fork(); if (id < 0) { // 出错 } else if (id == 0) { // 子进程逻辑 } else { // 父进程逻辑 }进程状态
在linux中，进程主要有以下几种状态：
1.R running（运行）：代表进程处于运行状态或在在运行队列里，这处决于系统本身。
2.S sleeping（睡眠）：通常也会被称之为阻塞。其是一种等待状态，在等待某种事件完成，该状态可以被系统强行中断，其资源此时依然保存在ram中，比如，若此时系统负载过高，系统可能就会强行释放睡眠状态的资源。
3.D Disk sleep（磁盘睡眠）：有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptiblesleep），在这个 状态的进程通常会等待IO的结束,无法用kill -9杀死进程。
4.T stop（停止）：相比于睡眠状态，stop状态更多是外部强制中断暂停，比如我在在运行程序时，可以使用ctrl +z 的方法强行中断暂停某个进程，也可以敲SIGSOT进行暂停。此时，再按下fg(前台运行）或者bg（后台运行）即可恢复进程。
5.t tracing stop（可追踪停止）：该状态和T状态类型，但是这个状态通常出现在调试阶段，当我们使用gdb等调试软件调试的时候，再通过ps查状态，就能看到小t.
6.Zzombie（僵尸）：僵尸状态是进程退出后、彻底消失前的一个过渡状态。只要子进程退出，父进程还在运行但未调用wait读取退出状态，子进程就会成为僵尸进程，导致 PID 等内核资源无法回收（造成内核内存泄漏）。
如果父进程在未收尸的情况下退出，这些僵尸子进程会被1号进程（init/sysemd）领养。1号进程会自动读取它们的退出状态并释放剩余资源，从而清理掉这些僵尸
7.X dead（死亡）：就是进程完全结束，但是一般我们看不到这个状态，在僵尸状态以后立刻就是X状态。
ps aux / ps axj我们日常可以使用上述命令查询进程状态。
其实在状态之外，还有一种现象叫做挂起，挂起和阻塞有些不同，挂起指的是当CPU的内存严重不足时，内核会将RAM中的存储给放到磁盘中一个叫swap空间中，此时，他的PCB还在内核的队列中，但是他的资源已经指向了磁盘的一处swap空间。当后续CPU想要运行该进程时，需要先将相关资源从磁盘中再swap回来到RAM中，然后才能开始运行该进程。
每个CPU核心都会存在一个runqueue，这个队列里面会存放那些处于running状态的进程，cpu核心会根据该队列的顺序，依次执行进程。当某个进程进入了S/D状态，那么就会从runqueue脱离出来，转而进入waitqueue队列。因此，进程的变化，表现之一，就是在不同队列中进行流动，实现对相关数据结构的增删查改。
那么，我们现在再回去看一下，linux的PCB中，双链表到底是怎么实现的呢？其实，在task_struct中，双链表并不是直接以prenode和nextnode节点直接连接的，task_truct内部封存了一个struct某一个list_head的结构体，这个对象里面只存prenode和nextnode，为什么要这么做呢？这是为了让某一个task_struct，能隶属于不同的数据结构。比如，我现在一个task_strcut,他可能要在系统的双链表中，也有可能要在运行队列中，如果只有直接使用prenode和nextnode，将会非常痛苦，此时，我们只要往里面再加一个list_head就可以了。有人会问了，这样设计，不会导致手里只有一个list_head的指针，怎么知道它属于哪个 task_truct 呢？这一点，我们就需要回到c语言中结构体的基本知识了。当我提到“内存对齐”，“漂移量”的时候，你应该就懂了。
struct task_struct { struct list_head tasks; // 全局链表的“钩子” struct list_head run_list; // 运行队列的“钩子” struct list_head children; // 子进程链表的“钩子” };
