1.进程的系统空间和用户空间

在存储管理章中我们已经大致理解了对于进程而言的虚拟空间是怎样和物理空间发生映射关系的。有了这个基础，我们现在可以构想一个层次式的空间图形：底层是负责虚拟空间和物理空间映射的一个层次；在这个层次上是虚拟内存的管理，其实仍不过是一些数据结构组织和对它的一些操作而已；在此之上就是属于进程的层次了。进程的特性之一就是有存储空间，当它需要或释放这些空间时就会和它下面的虚拟内存管理的那个层次发生交互。

到这里，进程，虚拟空间，物理空间之间的层次关系我们已经温习过了，这些层次是一种大致结构，并不代表每个层次只和相邻的层发生联系，更不代表具体实现。接下来要说的就是进程空间分为系统空间和用户空间(当然都是虚拟的)，这还不算，如果考虑到所有的进程，我们发现，每个进程都有自己的虚拟空间，但是他们的系统空间是公共的。这个时候，请不要考虑映射的问题，那会扰乱我们要理解的主线，我们继续J: 问题1，每个进程为什么有两种空间?2.每个进程都有自己的用户空间，这可以理解，财务独立嘛，可是系统空间为什么公用，难道是为了简化管理，或者为了进程通信方便？3.各个进程在公用系统空间时遵循什么规则，总不能一锅粥吧？

2.系统堆栈和用户堆栈

进程的系统堆栈就在它的系统空间，用户堆栈就在它的用户空间；系统堆栈大小不可变，用户堆栈可以扩展 ；每个进程除了可以直接改变自己的系统堆栈外，不能直接改变系统空间其他部分；进程都有独立的系统堆栈，但共享系统空间；

3.进程和线程

没有用户空间，但有系统堆栈的称为内核线程；有专用系统堆栈，但共享用户空间，且受内核直接调度的称为用户线程；(需提到的是某些系统中，所谓的线程与linux中的线程概念都不同，这样的线程共享系统堆栈并共享用户空间，且不受内核直接调度)

4.进程创建中的资源复制

进程创建过程中如果需要将父进程的mm_struct复制给子进程，那么就涉及到该mm_struct相关的vma_area_struct的复制和页面的复制：vma_area_struct的复制就是空间的直接copy，而页面的复制涉及到通过虚拟地址定位页面目录，然后再定位页面表等问题，逻辑上稍复杂些，因此在这里略作解释:

<1>.当复制一个vma_area_struct时，那么必然要求这个vma区间块所对应的用于维护虚拟空间和物理空间映射关系的页面目录，页面表被复制。一个vma区间块对应一组页面目录项--pgds(不是页面目录表)，一组中间目录表—pmd tables(在LX中对于32位cpu而言，一个pmd table只有一个pmd),一组页面表—pte tables。由此可以看到对于一个vma_area_struct区间块对应的页面结构的复制需要一个嵌套的三层循环来实现。

<2>.而如何根据vma_area_struct中的区间信息定位哪些中间页面表及页面表需要被复制?过程如下:

这里用到的区间信息就是虚拟块的起始和结束地址(都是虚拟地址)，将起始地址取出，回想存储管理中关于映射的机制，知道根据这个地址就可以知道要从哪个页面目录项开始复制，从目录项所指的哪个中间目录表开始复制，从中间目录项所指的哪个页面表开始复制

<3>.对于页面表项所对应的页面物理空间是否要复制，则取决于页面表项当前的限制。简而言之就是不复制；再具体点就是既不复制也不共享，虽不复制但共享；对于共享的再进一步就是以后也不用复制，以后物理空间被改写时再复制J

参《LX》P299

注:对于父进程创建子进程后执行不同程序片断的理解，代码可见《LX》P278 .由于子进程继承的是父进程的用户空间(这里不考虑内核线程那种没有用户空间的情况)，因此用户堆栈也是相同的，而用户堆栈中的信息也就指导程序在fork()后该执行哪个语句，如果到这里解释就结束，那么还不能说明父进程和子进程怎么知道该执行哪个分支。因此必然有独立的数据结构记录了足以判断的信息，这个数据结构就是进程的系统堆栈，因为父子进程的系统堆栈是不会共享的，而系统堆栈中记录了fork()后的返回值，这在父进程是子进程的id号，在子进程中则被篡改为0.而当进程要从系统返回用户态时，将该返回值压入进程的用户栈顶。进程在用户态执行时就从该栈顶得到了fork的返回值。因此无论父进程还是子进程当它们执行fork()之后的判断语句时，不必知道自身是父亲还是孩子，只要根据返回值判断该如何执行就可以了 。那么这里有一个问题，父子进程共享用户物理空间，那么用户栈中的返回值只能是唯一的，怎么会有两个呢?

答:fork时子进程复制的父进程的用户空间资源包括代表用户物理空间的所有数据结构，即mm_struct，vma_area_struct和页面目录，页面表。而通过设置页面表中的页面项来达到既可以共享父进程的物理页面，又可以在子进程要改变该物理页面时，为子进程申请新的物理页面。当子进程要从系统态返回用户态时，发现和父进程共享了存储fork返回值的物理页面，于是就申请一个新的物理页面，这样之前的问题就解决了。

注:对于vfork()情况又不同了，子进程连mm_struct都共享了，更别提vma_are_struct和页面目录，页面表了。这个时候就无法实现copy on write机制了，那么就只能禁止父进程继续运行，而等待子进程说ok的时候，才能继续运行；同时要求子进程不能从vfork返回，即不能更改父进程的用户堆栈中存储vfork返回值的地方，但又从哪里返回呢？待定

注:对于vma_area_struct所对应的页面结构和物理空间的复制是否只是用户空间的复制，而不包含系统空间的复制？答：应该是的，可参《LX》P304 . 这里有个问题：所谓的系统空间除了被进程的task_struct和系统堆栈占用，以及面向所有进程的堆占用，还有什么?

5.子进程真正意义上的独立

子进程在被创建后，即资源复制完成，并被挂入可执行队列后，就已经算是一个人了J,不过他和父亲的思想(代码)太相似了，以致于在思想上他还不是一个独立的人。为了让他有自己的思想(代码)并按照自己的思想行事，因此要让这个子进程执行新的代码，这由execve()来完成；从技术上而言，在执行execve()之前创建的进程是线程，在执行execve()后才变为了进程。

第一步是把要执行的文件名称，存储在用户空间中用于执行该文件的输入参数和环境参数，文件首部的128字节复制到系统空间中，而系统空间中用于存储这些信息的空间都是动态申请的。从这里可以看到系统空间充当了一个堆，当进程需要空间时，就向它申请，用完再向它归还

第二步是执行该文件，根据文件首的128字节的信息—即文件格式信息到系统的文件格式处理队列中去查询，哪个文件格式处理节点可以处理该文件。参《LX》P311

6.进程的调度及切换

进程的调度驱动来自几种渠道:

一种是时间片到时，于是在时钟中断中，将当前执行在用户态的进程停下来，执行其他程序。但是当进程执行在系统态时，即使时间片到，也只能在进程从系统空间返回用户空间前夕发生进程调度，也就是不能在时钟中断中强行调度进程；

一种是当前执行的进程自愿让出(如进程在结束生命时调用do_exit()中的最后一件事就是进行进程调度；或者进程阻塞等待资源时主动进行进程调度)cpu让别的进程执行；   

调度发生的时机:

无论调度驱动的原因是什么，调度发生时的时机只有一种，就是从系统空间返回用户空间的前夕可能发生调度。强调一下，调度只能发生在系统态，不可能是用户态。

接下来我们把这调度时机和调度驱动的原因关联起来，这里将时钟中断和其他中断作了区分