一个进程调用write把数据交给内核，另一个进程再调用read把数据从内核取走。数据在两个进程之间流动时，需要经过系统调用和内核缓冲区。共享内存换了一种思路。操作系统不再只提供一条“你写我读”的通道，而是把同一段物理内存分别映射进两个进程的地址空间。映射完成以后，一个进程写这块内存，另一个进程通过自己的虚拟地址就能看到修改。第一次看到这里时，我觉得共享内存好像把 IPC 变得特别简单：拿到地址以后

操作系统把描述进程所需的信息集中在进程控制块中，即 PCB（Process Control Block）。Linux 内核中，与 PCB 对应的核心数据结构是。信息类别典型内容解决的问题身份信息PID、PPID、线程组 ID“它是谁、由谁创建”运行状态R、S、D、T、Z 等“它现在能否运行”调度信息调度策略、优先级、运行时间“什么时候轮到它”CPU 上下文指令地址、寄存器现场“下次从哪里继续”内存

错误。子进程从fork()返回处继续执行，fork()之前已经执行完的代码不会重新执行。

只记住“R 是运行、S 是睡眠、Z 是僵尸”还不够。内核以为入口，通过调度队列、等待结构和父子关系组织任务；ps的状态字符只是当前关系的一个可见结果，需要结合 PPID、PGID、TPGID、WCHAN 和程序行为解释；用忙等、sleep()SIGSTOPwaitpid()和父进程提前退出，可以亲手复现主要状态和关系变化。状态字符只是现象，队列关系和父子关系才是原因。能够根据程序行为解释ps输出，

多个可运行任务竞争有限的 CPU；调度策略结合权重、运行时间和系统状态选择任务；内核保存当前任务的执行现场；CPU 恢复另一个任务的现场并继续执行；多次快速切换形成并发，多核同时执行形成并行。nice 只是普通任务调度中的一个输入，不代表绝对执行顺序；是理解旧 O(1) 调度器的历史模型，不是现代 CFS/EEVDF 的数据结构。把这些层次分开，才能正确解释ps中的优先级字段，也能避免把课程中的历

在终端输入一条命令后，Shell 不只是“找到程序并运行”这么简单。它先解析输入，生成命令行参数，再确定程序需要继承哪些环境变量，最后把这些信息交给将要运行的程序。命令行参数回答“这一次要程序做什么”，环境变量描述“程序运行时所处的外部环境”。二者都由字符串组成，也都会在程序启动时进入进程，但用途和组织方式并不相同。

父进程创建子进程后，两边打印同一个全局变量，可能得到完全相同的地址；等子进程修改变量后，两边的地址仍然相同，值却不一样。如果把程序打印的地址理解成物理内存地址，这个现象就解释不通。真正需要补上的一层，是进程虚拟地址空间：程序使用虚拟地址，内核通过内存区域和页表把它转换为实际的物理内存访问。fork()的写时拷贝，也正是建立在这一层映射之上的。

操作系统把描述进程所需的信息集中在进程控制块中，即 PCB（Process Control Block）。Linux 内核中，与 PCB 对应的核心数据结构是。信息类别典型内容解决的问题身份信息PID、PPID、线程组 ID“它是谁、由谁创建”运行状态R、S、D、T、Z 等“它现在能否运行”调度信息调度策略、优先级、运行时间“什么时候轮到它”CPU 上下文指令地址、寄存器现场“下次从哪里继续”内存