在单处理器系统上，在给定时刻只有一个程序可以运行，在多处理器系统上，可以真正并行运行的进程数据，取决于物理CPU的数目；
进程优先级
在比较粗糙的划分中，进程分为实时进程和非实时进程；
1. 硬实时进程具有严格的时间限制，某些任务必须在指定的时间内完成；
2. 软实时进程是硬实时进程的一种弱化形式，尽快需要快速得到结果，但是仍然可以稍微延迟执；
3. 大多数进程是没有特定时间约束的普通进程，它们可以通过重要性来分配优先级；
下面为CPU时间分配图，进程的运行按照时间片调度，分给进程的时间片份额与其相对重要性相当；系统中的时间流动对应圆盘转动，CPU则对应圆周旁的扫描器；最终效果是，尽管所有进程都有机会运行，但是重要的进程会比次要的进程得到更多的CPU时间；
这种方式称之为抢占式多任务处理；各个进程都得到一定的时间运行，在运行时间到期后，内核会从进程收回控制权，让一个不同的进程运行，而不考虑前一个进程执行的上一个任务；被抢占进程的运行环境都会保存起来，在该进程恢复执行时，其进程环境也完全恢复；时间片长度会根据进程的重要性不同而变化；
进程生命周期
当调度器在进程之间切换时，必须知道系统中每个进程的状态；
进程可能有以下几种状态：
1. 运行：此刻进程正在执行；
2. 等待：进程能够运行，但是没有得到许可，因为CPU分配给了另外一个进程，调度器可以在下一次任务切换时选择该进程；
3. 睡眠：该进程正在睡眠，无法运行，因为它在等待一个外部事件，调度器无法在下一次任务切换时选择该进程；
4. 终止：程序执行终止后的状态；
5. 僵尸：子进程终止，但是父进程没有调用wait4回收资源；
路径1：进程必须等待某个事件发生，状态由运行态切换到睡眠态；
路径2：调度器从该进程上收回cpu资源时，状态由运行态切换到等待态；
路径3：进程无法从睡眠态之间切换到运行态，而是在所等待的事件发生后，先变回等待态；
路径4：调度器分配CPU时间给当前进程，则其状态由等待态切换到运行态；
路径5：程序执行终止后，状态由运行态切换到终止态；
抢占式多任务处理
Linux进程管理结构中还需要两种状态：用户态和内核态；
进程通常都处于用户态，只能访问他们自身的数据，无法干扰系统中其他应用程序；
如果进程想要访问系统的数据或者功能，需要从用户态切换到内核态；切换通过下面两种方式：
1. 系统调用，由进程主动发起，陷入内核态；
2. 中断，自动触发，其发生的次数多少不可预测；
内核的抢占调度模型建立了下面的层次，来判断哪些进程状态可被其他状态抢占；
1. 普通进程总可能被抢占，甚至由其他进程抢占；
2. 核心态的系统调用，其他进程无法抢占，但是中断可以抢占系统调用；
3. 中断可以抢占用户态和内核态的进程，其具有最高的优先级；
进程状态task_struct->state
内核涉及到进程相关的算法都围绕着task_struct结构建立，其成员将进程和内核子系统联系起来；
进程状态，涉及字段如下：
1 struct task_struct { 2 volatile long state; 3 } state指定了进程的当前状态，可使用下面之之一：
TASK_RUNNING-进程处于可运行状态，进程可能已经由调度器分配了CPU时间正在运行，也可能在等待调度器进行下一次调度自己；该状态确保进程可以立即运行，无需等待外部事件；
TASK_INTERRUPTIBLE-进程需要等待某事件或者其他资源，进入可中断的睡眠状态，在内核发送信号给该进程表明事件已发生时，进程状态变为TASK_RUNNING，只要调度器选中该进程即可恢复执行；
TASK_UNINTERUPTIBLE-用于因内核指示而停用，进入不可中断的睡眠状态；这个状态的进程不能由外部信号唤醒，只能由内核亲子唤醒；
TASK_STOPPED-表示进程特意停止运行；
TASK_TRACED-用于区分调试进程和正常进程；
下面常量既可用于state的进程状态字段，也可用于exit_state字段，后者明确的用于退出状态；
EXIT_ZOMBIE-僵尸状态；
EXIT_DEAD-wait系统调用已经发出，而进程完全从系统移除之前的状态，只有多个线程对同一个进程发出wait调用时，该状态才有意义；
进程资源限制state->signal->rlim[]
Linux提供资源限制机制，对进程使用系统资源施加某些限制，其结构定义如下：
1 struct rlimit { 2 __kernel_ulong_t rlim_cur; 3 __kernel_ulong_t rlim_max; 4 }; rlim_cur-进程当前资源限制，称之为软限制；
rlim_max-该限制的最大允许值，称之为硬限制；
系统调用setrlimit来增减当前限制，但不能超过rlim_max指定的值，getrlimit系统调用用于检查当前限制；
1 #include <sys/time.h> 2 #include <sys/resource.h> 3 4 int getrlimit(int resource, struct rlimit *rlim); 5 int setrlimit(int resource, const struct rlimit *rlim);
进程资源限制参数如下：
如果某类资源没有使用限制（默认设置），则将rlmi_max设置为RLIM_INFINITY；例外情况如下：
1. 打开文件的数目-默认值是1024；
2. 每个用户的最大进程数，定义为max_threads/2；max_threads是一个全局变量，指定了在把八分之一可用内存用于管理线程信息的情况下，可以创建的线程数目；在计算时，提前给定了20个线程的最小可能的内存用量；
进程的产生
新进程使用fork和exec系统调用产生
1. fork生成当前进程的一个相同副本，该副本称之为子进程；
2. exec从一个可执行的二进制文件加载一个应用程序，来替代当前运行的进程；
Linux还提供了clone系统调用，与fork类似，但新进程不独立于父进程，可以与父进程共享某些资源，可以指定需要共享和复制的资源种类；clone用于实现线程，但仅仅该系统调用还不足以做到这点，还需要用户空间库才能完整的实现线程；
进程的退出
进程必须用exit系统调用终止，这使得内核有机会将该进程使用的资源释放回系统；该函数的实现就是将各个引用计数减1，如果引用计数为0，则说明没有进程继续使用对应的结构，那么将相应的内存区域返还给内存管理模块；
进程ID号
进程总会分配一个号码用于其命名空间的唯一标识，称为PID；用fork或者clone产生的每个进程都有内核自动的分配了一个新的唯一的PID；
分配一个空闲的PID，本质上等同于寻找位图中第一个值0的比特，接下来将该比特设置为1；反之，释放一个PID可以通过将对应的比特从1设置为0来实现；
除了PID之外，还有以下几种ID类型：
1. 线程组ID（TGID）：处于某个线程组中的所有进程都有统一的线程组ID；如果进程没有线程组，那么其PID和TGID相同；线程组中的主进程被称为组长，通过clone创建的线程的task_struct->group_leader成员指向组长的task_struct；
2. 进程组ID：独立进程可以合并成进程组（使用setpgrp系统调用），进程组成员的task_struct->pgrp属性都是相同的，即进程组组长的PID；进程组简化了向组所有成员发送信号的操作；另，用管道连接的进程包含在同一个进程组中；
3. 会话ID：几个进程组可以合并成一个会话；会话中所有进程都有相同的会话ID，保存在task_struct->session成员中；会话ID可以使用setsid系统调用设置；
对于命名空间而言，子命名空间中的所有PID对父命名空间是可见的，但是子命名空间无法看到父命名空间的PID；为此，需要区分局部ID和全局ID；
全局ID：内核本身和初始命名空间中的唯一ID号；
局部ID：属于某个特定命名空间，不剧本全局有效性；