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大部分课本上都说：程序的一个执行实例，正在执行的程序等。
但是我认为：担当分配系统资源（CPU时间，内存）的实体。
为什么这么认为呢？且听我慢慢道来。
我在冯诺依曼那篇文里面引入了一个重要的概念。
那就是操作系统的管理方法： 先描述，再组织
而操作系统管理进程，也是一样的道理，先描述进程，再组织进程
描述进程，就是把进程的数据封装成一个结构体，而这个结构体被称为进程块。简称为PCB（process control block）。而Linux下的PCB是：task_struct。
task_struct-PCB的一种
- 在Linux中描述进程的结构体叫做task_struct。
- task_struct是Linux内核的一种数据结构，它会被装载到RAM(内存)里并且包含着进程的信息。
现在我们知道task_struct是存储进程数据的结构体了，那存储的内容有哪些呢？
task_ struct内容分类
- 标示符: 描述本进程的唯一标示符，用来区别其他进程。
- 状态: 任务状态，退出代码，退出信号等。
- 优先级: 相对于其他进程的优先级。
- 程序计数器: 程序中即将被执行的下一条指令的地址。
- 内存指针: 包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针
- 上下文数据: 进程执行时处理器的寄存器中的数据[休学例子，要加图CPU，寄存器]。
- I／O状态信息: 包括显示的I/O请求,分配给进程的I／O设备和被进程使用的文件列表。
- 记账信息: 可能包括处理器时间总和，使用的时钟数总和，时间限制，记账号等。
- 其他信息
那我们来依次讲解上面列出的内容。
标识符，顾名思义，就是这个进程的唯一标识。也叫pid，简单理解，就是给这个进程做一个记号，你想结束它时可以直接结束。
那么此时，我们就来看看一个进程的标识符。
在此之前，我们需要先编写一个一直循环的C语言程序
对应的makefile文件
然后我们make编译文件，再执行myprocess
然后就会一直输出hello Linux
然后我们另起一个界面，输入 ps ajx | head -1 && ps axj | grep "myprocess"来查看系统进程
然后就会看到我们这个进程的PID，也就是3604
也就是说我们当前执行的 myprocess的PID是3604，那么我们可以用 kill -9 3604，来强制结束进制。
显示Killed，就说明进程被终止了。
这个操作就类似你在windows系统中打开任务管理器，来结束进程。
我们在写C语言代码的时候，main函数最后都要return一下0。但是很多人不明白为什么要return0.这是因为main函数其实也是被调用的。而返回的值是一个退出码。
我们来把刚刚那个程序的return 0 改成return 100试试。
然后重新编译，执行。
然后我们输入命令:echo $? 可以查看最近返回的退出码。
这个100，正是我们执行myprocess返回的。那么我们再执行一次其他命令，再看看它的退出码。
我们可以看到ll执行完后返回的退出码是0。当然，更具体的进程状态，我们会另开一篇文章讲解，因为内容有点多。
之前的篇章讲解过权限。权限是能与不能。而优先级是你已经能了，但是谁先谁后呢？
举个例子：比如说你要进入你学校的食堂买饭，而你可以进入食堂，外校人无法进入食堂。这是你的权限，所以这里能否进入食堂是权限。但是你能进入食堂了，你买饭也要排队。而你排在前面还是后面，这是你的优先级。所以权限和优先级的关系就是，只有有权限之后，才会存在优先级。
程序计数器其实就是存储程序下一条被执行指令的地址。我们都知道C语言顺序结构是从上往下执行的，那为什么它可以从上往下执行？这是因为每次执行，程序计数器都会保存下一条被执行指令的地址。这样才可以执行到下一条指令，到了下一条指令后又会保存它下一条指令的下一条指令…一直循环。
内存指针就是存储了程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针。因为操作系统作为管理者，是管理被管理者的数据。那就肯定要知道程序代码和进程的内存地址，所以内存指针就会存储这些地址。
要了解上下文数据这个东西，那我们必须要知道CPU的运行规则。如果是单核CPU，那么每次其实只能运行1个程序。那么这时候大家就有疑问了，我的电脑明明可以同时运行很多数据啊，为什么说CPU一次只能运行一条数据？
原因很简单，CPU会有一个特定的时间片来控制每次进程的执行时间。假如说时间片是10毫秒，那么进程A把数据交给CPU运行。10毫秒结束后就换成进程B，进程B也交给CPU执行10毫秒。然后交给进程C…这样一直循环，在循环过程中如果程序结束，则会被踢出队列。
而用户之所以感觉进程都是同时执行的，是因为10毫太快了，因为用户的操作根本无法达到10毫秒，比如有一个按钮，你移动鼠标到按钮上，都不止10毫秒了。所以才会让大家产生错觉，进程都是同时执行的。当然以上说的CPU都是单核CPU，如果是双核CPU，那么两个CPU同时执行，就可以同时执行两个进程。
假设我们的进程被一个队列连接起来。那么系统中的进程是这样运行的：
但是在这个过程中，有一个非常重要的点。那就是进程交给CPU处理后，进程的一些寄存器会发生变化。比如进程A这一次被CPU处理后，执行到了第1000行代码的位置。那么如何保证CPU下一次处理进程A的时候，还能让代码从第1000行开始运行？所以这个时候，就有了上下文数据。CPU在处理一个进程时，会先读取它的上下文数据。然后从上下文数据记录的位置开始执行，这一次执行完毕之后，把处理过的上下文数据返回给进程自己保存。这样就可以保证CPU每次更换执行进程不会产生数据丢失。
所以CPU执行进程应该是这样的：
1.读取进程的上下文数据
2.根据上下文数据执行进程
3.执行结束(单次执行结束，不代表进程结束)，把执行后的上下文数据返回给进程保存
4.执行下一个进程
如果在这个过程中，有进程执行结束或者被强制终止了，那么这个进程会被踢出队列。不会被再次执行。
简单来说就是记录一些信息的，比如上面说到，CPU每隔一段时间就会换下一个进程执行。那么CPU如何判断这个进程已经到时间了？那是因为有记账信息一直记着呢。
包括显示的I/O请求,分配给进程的I／O设备和被进程使用的文件列表。具体的下次会开一篇博客来详解。
上面我们说了，操作系统会被一个进程封装成一个结构体来描述它。所以 进程的本质就是：进程 = 结构体 + 数据代码段。
我们可以在内核源代码里找到它。所有运行在系统里的进程都以task_struct链表的形式存在内核里。
进程的信息可以通过 /proc 系统文件夹查看。
我们可以发现，这些pid都是一个一个目录。
假如要获取PID为1的进程信息，你需要查看 /proc/1 这个文件夹。
我们可以看到，里面有很多的文件。
其中的cwd是存储了该执行文件的目录。这也就是在C语言中文件输出，如果不输入路径，就会自动输出文件到当前路径的原因。因为有cwd记录地址。
在MRIRuby中我可以这样做:deftransferinternal_server=self.init_serverpid=forkdointernal_server.runend#Maketheserverprocessrunindependently.Process.detach(pid)internal_client=self.init_client#Dootherstuffwithconnectingtointernal_server...internal_client.post('somedata')ensure#KillserverProcess.kill('KILL',
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