在前几篇讲内存管理的时候，提到地址空间是内存的抽象。那进程就是CPU的抽象，一个程序运行起来以后就是一个进程，线程是进程创建出来的，其本身并不能独立运行，一个进程可以创建出来多个线程，他们之间会共享进程的堆空间，公共变量等。本文就详细介绍一个进程和线程基础。
一个具有一定独立功能的程序在一个数据集合上的一次执行过程。这是清华大学操作系统公开课上给的定义。觉得不用做过多解释，相信大家应该都明白。
操作系统用于管理进程所用的信息集合。linux中 task_struct描述符结构体表示一个进程的控制块，这个 task_struct结构记录了这个进程所有的context (进程上下文信息)
struct task_struct{ //列出部分字段 volatitle long state;//表示进程当前的状态 ,-1表示不可运行，0表示可运行,>0表示停止 void *stack; //进程内核栈 unsigned int ptrace; pid_t pid;//进程号 pid_t tgid;//进程组号 struct mm_struct *mm,*active_mm //用户空间 内核空间 struct list_head thread_group;//该进程的所有线程链表 struct list_head thread_node; int leader;//表示进程是否为会话主管 struct thread_struct thread;//该进程在特定CPU下的状态 //等等字段：包括一些 表示 使用的文件描述符、该进程被CPU调度的次数、时间、父子、兄弟进程等信息 }
在linux中，进程的信息在/proc文件夹下保存着。如果想看某个pid的信息，可以使用ps或者top等命令获取。进程控制块在内存的组织形式有两种方式，一种是链表方式，每个PCB以链表的方式连接在一起，另一种是索引的方式，索引的指针指向进程控制块。系统中的所有进程的信息都会保存到进程控制块的链表中。
由于现代操作系统，大多是采用时间片的方式来执行进程，就是每个进程执行一段时间，相互交替执行，所以进程就有了很多的中间状态，下面就介绍一下这些状态。
图片来源：现代操作系统
这里说明一下什么是时间片，举个例子，CPU给每个进程的执行时间是20ns，那如果某个进程20ns没有执行完，会切换到别的进程执行，那20ns就是时间片的大小。
在解释一下上面状态之间的切换。
上面只介绍了三种状态，其实还有一种状态，僵尸状态，下面就简略介绍一下
父进程可以通过fork来创建子进程，当子进程结束的时候，可以直接调用exit退出,这个时候进程的资源就会全部被回收，但是进程控制块是操作系统管理的，这个还没有被回收，由于进程用户态资源已经全部释放了，无法再回到用户态发出系统调用，回收进程控制块(PCB)，只能交给他的父进程进行回收，在程序执行了exit，而父进程还没有回收进程控制块这段时间进程既不是就绪状态，也不是等待状态，而是处于一种僵尸状态（就是半死不死的状态）。上面的解释是清华大学操作系统公开课老师给的一种解释，不太明白为什么在进程资源被回收完之后，不把进程的唯一标示PCB也给回收掉，而要交给父进程进行回收，有明白的胖友，欢迎指教。
线程其实是一种轻量级进程，通常一个进程由多个线程组成，各个线程共享进程的内存空间（包括数据，代码，堆，打开的文件，信号等），一个典型的线程和进程的关系图如下
图片来源：程序员的自我修养
线程之间虽然可以共享同一个进程的很多资源，但是线程仍然有私有存储空间，如下
上面几个存储空间，我想介绍一个TLS，在牛客网上有这么一个题。
链接：https://www.nowcoder.com/questionTerminal/a0c59b5a3e71436a86c3cc1f6392e55f 来源：牛客网 （多选题） 对于线程局部存储TLS(thread local storage)，以下表述正确的是 A. 解决多线程中的对同一变量的访问冲突的一种技术 B. TLS会为每一个线程维护一个和该线程绑定的变量的副本 C. 每一个线程都拥有自己的变量副本，从而也就没有必要对该变量进行同步了 D. Java平台的java.lang.ThreadLocal是TLS技术的一种实现
牛客上给的正确答案是ABD，C之所以错误是如果TLS中保存的是变量的引用，多个线程并发修改时，还是有同步的问题，所以C错误，具体解释看这篇文章，而B说每个线程维护一个变量副本，意思是说每个线程都会获取到相同的具有初始化值的变量副本，至于之后每个线程怎么改，是相互独立的。
这篇文章更详细的介绍了TLS，有兴趣的可以看看：有必要澄清一下究竟TLS(or java‘s thread local)的作用是什么
从数据的角度来看，是否私有如下表
由于进程调度还没有写，不过大家应该都听说过操作系统分时调度，那既然要切换不同的进程，就要把之前运行的进程一些信息给保存起来，什么信息呢，比如寄存器中的临时变量，程序计数器等，然后加载另外一个进程的临时变量，程序计数器，并跳转到指定的地方运行，这个过程就叫做上下文切换。
下面就详细介绍一下这三种上下文切换。
进程上下文分为进程内上下文切换和进程间上下文切换，先介绍进程内上下文切换。
在现代操作系统中，有两种运行状态，用户态和内核态，用户态运行着特权级别比较低的程序，只能访问部分资源，内核态运行着特权级别比较高的程序，可以访问所有的硬件和功能，比如操作系统，而处于用户态的程序如果想要执行某个特权级别比较高的操作，就需要调用操作系统暴露的接口，这个过程叫做系统调用，而系统调用需要程序从用户态切换到内核态运行，这个过程会发生上下文切换。
举个例子，printf("hello world")，这个操作就需要系统调用，上下文切换的过程如下
所以一次系统调用发生了两次上下文切换（用户态 -> 内核态 -> 用户态）
系统调用上下文切换，切换到内核态之后，并不需要虚拟内存等用户空间的资源，而且也不会切换进程，只需要加载内核态的程序计数器和寄存器、堆、栈等资源。
进程上下文切换的场景如下
由于进程是由内核管理的，因此进程的切换只能发生在内核态，所以进程间上下文切换不光需要把用户态的寄存器、程序计数器、堆栈，虚拟地址空间等信息保存起来，还需要把内核中的进程的状态，堆栈信息保存起来。
进程间上下文切换就比系统调用多了一步，切换到另一个进程的时候需要加载进程用户态的资源，而系统调用，进入内核态的时候是不牵涉到用户态的资源的，所以就无须加载用户态的资源。
操作系统为了安全，限制用户程序的特权级别，就牺牲了效率。同样，操作系统为了公平，让每个程序都有执行的机会，搞了个分时调度，同样牺牲了效率（不包括程序执行I/O等操作的情况，这种情况切换别的进程执行是提高效率的???），上下文切换时间不只是浪费在需要保存寄存器，堆栈等信息和重新加载另一个进程的寄存器，堆栈信息。还有之前介绍虚拟地址空间的时候，介绍过，为了加快虚拟地址和物理地址的映射，在CPU中有一个MMU，MMU中有一个TLB硬件，用来缓存最近经常使用的映射关系，那如果发生上下文切换就需要从内存中的页表中读取映射关系，再缓存到TLB中，这个过程也会浪费时间。
上面已经介绍过线程，同一个进程的线程会共享很多的资源，这些在线程上线文切换的时候是不需要保存的，需要保存的是线程自己私有的数据，就是上面介绍过的寄存器，栈，TLB等。
中断，在第一篇文章中已经介绍过，这里就不介绍了，中断上下文切换有点像系统调用，因为系统调用和中断都是操作系统执行的，所以都发生在内核态，也就是说在处理中断的时候不涉及到用户态的虚拟地址空间、堆、栈等信息。
本文介绍了进程、线程、上下文切换 。进程介绍了进程的组成和进程的状态，线程介绍了线程的组成，上下文切换分别介绍了进程上下文切换、线程上下文切换、中断上线文切换，总的来说把基础的知识给概括的介绍了一下，之后会介绍进程调度和线程安全相关的内容。
参考：
《现代操作系统》
《程序员的自我修养》
清华大学操作系统公开课
原文：https://www.cnblogs.com/gunduzi/p/13504298.html