Katyusha's blog

程序与进程#

• 程序是状态机的静态描述：代码规定了状态转移规则，但自己不会运行。
• 进程是运行中的状态机实例：有当前 PC/寄存器、地址空间、打开文件、信号状态、凭据、工作目录、环境变量等上下文。
• 因而“程序”更像模板，“进程”更像带现场的执行对象。
• 不是所有进程的父进程都是 systemd；只有孤儿进程才会被 PID 1 接管。
• 子进程退出时发 SIGCHLD 给它的父进程，不是直接通知 systemd。
• 僵尸进程的本质是“已经退出，但父进程还没 wait”；PID 1 接管孤儿后会负责回收。

虚拟化与 CrazyOS#

• 操作系统对 CPU 的核心虚拟化可以抽象成：

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while (1) {
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  p = pick_next();
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  run_one_step(p);
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}

• CrazyOS 用用户态模拟器把这个想法落地：每个 proc 维护自己的寄存器和内存，主循环每次只执行当前进程的一条 guest instruction。
• 于是“并发”首先是交错执行，不是同时执行；哪个进程更快看到输出，取决于它完成同一可观察动作需要多少条指令。
• 这也是 ./crazy-os p2.bin p1.bin | less 中 p2 看起来更快的原因：p2 打印 1,2,3...，p1 打印 10,20,30...，后者每行通常多一位数字，也就多一次 ecall 和更多模拟指令。

进程状态与可观测性#

• 进程的最小可执行核心是：寄存器现场 + 虚拟地址空间。
• 但一个 Unix 进程的完整状态远不止这些，还包括： pid/ppid、调度状态、页表与映射、文件描述符表、cwd、umask、信号处理器与 mask、session/process group、uid/gid、资源限制、环境变量等。
• 用户态可以直接读自己地址空间中的数据，也天然在使用当前寄存器；但内核代管的那部分状态不能直接 load，只能通过内核接口观测。
• 这些接口既可以是系统调用，也可以是内核导出的伪文件系统，如 /proc。

/proc 与 procfs#

• procfs 是文件系统类型，/proc 是它通常的挂载点；前者是机制，后者是位置。
• /proc 中的项在接口层面确实是“文件/目录/链接”，可以 open/read/write/stat。
• 但它们通常不是磁盘上长期存在的普通文件，内容多半由内核在读取时按当前状态动态生成。
• 因而 /proc/<pid>/maps、/proc/<pid>/status、/proc/<pid>/fd 本质上是“进程状态的文件化视图”。

fork / execve / exit#

• fork() 复制当前进程，返回两次：父进程得到子进程 PID，子进程得到 0；失败返回 -1。
• 语义上 fork 复制的是整个执行上下文，实现上通常依赖 Copy-on-Write：先共享物理页，写时再真正复制。
• fork 不是“从初始模板创建新进程”，而是“把当前计算过程分叉成两条执行线”；这使共享预处理结果、zygote process、checkpoint、fork-based DFS 变得自然，避免了对公共子问题的重复计算。
• fork bomb :() { : | : & }; : 的危险在于进程数指数增长；系统可能通过 RLIMIT_NPROC、cgroup、PID/内存限制、OOM 等机制缓解
• execve(path, argv, envp) 用新程序替换当前进程的代码/数据/堆/栈；PID 通常不变，默认文件描述符保留，成功后不返回。
• 环境变量就是 execve 的 envp：一组传给新进程的 key=value 字符串，如 PATH/HOME/LANG。
• _exit(status) 终止当前进程，释放资源，并向父进程发送 SIGCHLD；父进程通过 wait/waitpid 回收退出状态。

UNIX 设计哲学#

• fork + execve 的分离体现了“小原语 + 可组合”的哲学。
• fork 只负责复制当前上下文，execve 只负责替换程序映像；两步之间用户态可以自由做重定向、改环境变量、改工作目录、设置信号处理。
• 因而 shell 能用 fork + dup2 + execve + wait 组合出管道、重定向、后台任务，而不需要一个臃肿的“万能创建进程”系统调用。