异常是指令地址在控制流中发生突变所做出的反应，它不仅涉及到硬件，更与操作系统相联系。

正常来讲，程序计数器（PC）会在处理器运行时不断地读取指令序列的地址，两个指令间的过渡被称作 控制转移，该指令序列被称作 控制流，其中虽包含着一些平滑的 突变（即两条指令不相邻），如函数调用等，但终归是一些必要的机制。

但系统必须对系统状态的变化做出反应，这些变化未必和程序相关。如：看门狗定期产生的信号应得到回应；程序向磁盘请求数据后休眠；子进程终止后父进程将得到通知。

现代系统通过发生突变对其做出反应，我们将这种突变称作 异常控制流（ECF）。他不仅发生在硬件层面，也会在操作系统（上下文切换）或应用层（信号）进行。

一. 异常处理

1. 概论

在任何情况下，当处理器检测到有事件发生时，它就会通过一张叫做 异常表的跳转表，进行一个 间接过程调用（异常）， 转移一个专门设计用来处理这类事件的 操作系统子程序（异常处理程序）。 当异常处理程序完成处理后，根据引起异常的事件的类型，会发生以下 3 种情况中的一种 ：

  • 处理程序将控制返回给当前指令 IcurrI_{curr} ;
  • 处理程序将控制返回给下一条指令 InextI_{next} ;
  • 处理程序终止被中断的程序。

系统中可能的每种类型的异常都分配了一个唯一的非负整数的 异常号，其中一些号码是巾处理器的设计者分配的， 其他号码是由 操作系统内核（操作系统常驻内存的部分） 的设计者分配的。

操作系统分配和初始化一张称为异常表的跳转表，使得表目 k 包含 异常 k 的处理程序的地址。 当处理器发生了一个事件后，其触发异常：执行间接过程调用，通过异常表的表目 k，转到相应的处理程序。

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特别注意的是，异常处理程序存储在内核中，异常过程调用使得控制从用户端转移到内核（两者的访问权限等有一些区别），这些控制被压入内核栈中。

2. 类别

异常分为四类：中断，陷阱，故障与终止。

中断 属于是异步发生的（即并非由专门的指令造成），来源于处理器外部 IO 设备的信号。比如看门狗中断：Timer 从某个数开始倒计时，CPU 发出命令后使其复位，否则强制系统复位。这个系统有效地防止了程序死循等问题。

接下来几种都属于同步发生的，是执行当前指令的结果。陷阱 属于有意执行的异常，进行完陷阱中断程序，即将控制返回到下一条指令。其最重要的用途是 在用户程序和内核之间提供一个接口，叫做系统调用（如read, fork, exit 等）。

故障 由某些错误引起，也可以被故障处理程序修正后重新执行当前指令。一个经典的故障示例是 缺页异常，当指令引用一个虚拟地址，而与该地址相对应的物理页面不在内存中，因此必须从磁盘中取出时，就会发生故障。

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上述代码便是故障的一个栗子，a 数组为全局变量存在磁盘中，因此取 a[500] 时需要从磁盘加载到内存。movl 指令所指向的地址 isn't available，因此触发了页缺失。当页缺失处理程序将缺失的地址送到内存后，便可再次执行 movl 指令了。

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上述是一个无效引用的例子，开始处理器将其视为页缺失送到对应的处理程序中，结果内核发现这是虚拟空间的无效地址，因此程序会报错（段错误）。

二. 进程

进程 是执行中程序的实例。它会提供一种假象：每个程序都仿佛在独占着处理器与内存，使得程序好像独占着处理器令其一条条指令的执行，而代码和数据貌似成为内存中唯一的对象。事实上，这是通过进程的概念实现的。

系统的每个程序都运行在某个进程的 上下文 中，而上下文室友程序正确执行所需的状态组成的 — — 这包括程序的代码和数据，它的栈、通用目的寄存器的内容、程序计数器、环境变量以及打开文件描述符的集合。

1. 概论

我们将关注进程提供给应用程序的关键抽象：

  • 一个独立的逻辑控制流，它提供一个假象，好像我们的程序独占地使用处理器。
  • 一个私有的地址空间，它提供一个假象，好像我们的程序独占地使用内存系统。

一个逻辑流的执行在时间上与另一个流重叠，称为并发流，这两个流被称为并发地运行。多个流并发地执行的一般现象被称为 并发(concurrency)。 一个进程和其他进程轮流运行的概念称为 多任务(multitasking)。

由于某些异常（如定时器中断或发生系统调用），OS kernel 会抢占当前另一个进程，并开始先前被强占的进程，这被称为 调度。此时他使用一种称为 上下文切换 的机制来将控制转移到新的进程，共有三步：

  • 保存当前进程的上下文；
  • 恢复某个先前被抢占的进程被保存的上下文；
  • 将控制传递给这个新恢复的进程。

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如图，磁盘取数据要用一段相对较长的时间（数量级为几十毫秒），所以内核执行从进程 A 到进程 B 的上下文切换，而不是在这个间歇时间内等待，什么都不做。

2. 进程控制

完全想象不到要控制进程干什么。

  1. 当 Unix 系统函数出现错误时，会返回 -1 . 利用这一点我们可以整一个 错误处理包装函数，便于我们便于处理乱七八糟的系统函数。
void unit_error(char *msg)
{
    fprintf(stderr, "%s: %s\n", msg, strerror(errno));
    exit(0);
}

pid_t Fork(void)
{ 
    pid_t pid;  // pid 即为函数引用
    if (pid = fork() < 0) unit_error("Fork error");
    return pid;
}
  1. 获取进程 ID

每个进程都有一个唯一的正数（非零）进程 ID(PID)。getpid 函数返回调用进程的 PID；getppid 函数返回它的父进程的 PID（创建调用进程的进程）。

#include <sys/types.h> 
#include <unistd. h>
...
pid_t getpid(void);
pid_t getppid(void);
  1. 创建与终止进程

父进程通过 fork 函数创建一个新的运行的子进程。

新创建的子进程几乎但不完全 与父进程相同。 子进程得到与父进程 用户级虚拟地址空间相同的（但是独立的）一份副本，包括代码和数据段、 堆、 共享库以及用户栈。 子进程还获得与父进程任何 打开文件描述符相同的副本，这就意味着当父进程调用 fork 时， 子进程可以读写父
进程中打开的任何文件。 父进程和新创建的子进程之间最大的区别在千它们有不同的PID。

在父进程中， fork 返回子进程的 PID； 在子进程中， fork 返回 0。因为子进程的PID总是为非零， 返回值就提供一个明确的方法来 分辨程序是在父进程还是在子进程中执行 。

int main()
{
    pid_t pid; int x = 1;
    pid = Fork();
    if (pid == 0) {  // 子进程
        printf("Child: x=%d\n", ++x);
        exit(0);
    }
    // 父进程
    printf("Parent: x=%d\n", --x);
    exit(0);
}

得到结果如下：
parent: x=0
child: x=2

但事实上，父进程和子进程是 并发运行 的独立进程。上述结果也可能输出 child 再 parent . 这也衍生出很多题目 具体地说，我们可以通过 画进程图 的方式理解程序执行方式。

此外，看似 子进程与父进程调用了同一个变量 x，但实际上是两个 相同而独立的副本，其地址空间相同但两者改变不会相互影响，所以最后 x 有不同的值。

  1. 由父进程（或 init）回收子进程

当一个进程由于某种原因终止时，内核并不是立即把它从系统中清除。相反，进程被保持在一种已终止的状态中，直到被它的父进程 回收(reaped)。当父进程回收己终止的子进程时，内核将子进程的退出状态传递给父进程，然后抛弃己终止的进程。一个终止了但还未被回收的进程称为 僵死进程(zombie) 。

如果一个父进程终止了，内核会安排 init进程 成为它的孤儿进程的养父。 init 进程的 PID 为 1，是在系统启动时由内核创建的，它不会终止，是所有进程的祖先。 进程没有运行，它们仍然消耗系统的内存资源。 一个进程可以通过调用 waitpid 函数 来等待它的子进程终止或者停止。