目录
- 程序与进程
- 虚拟化与 CrazyOS
- 进程状态与可观测性
- /proc 与 procfs
- fork / execve / exit
- UNIX 设计哲学
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：
while (1) {p = pick_next();run_one_step(p);
}
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、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。