time sharing——>virtualization.
OS需要low-level machinery mechanisms and high-level intelligence。
前者是time or space sharing，how的问题。后者是scheduling policy，which的问题。
运行程序的操作系统提供的抽象成为进程。进程可以寻址的内存（地址空间）是进程的一部分。
Process Creation：程序最初以某种executable format驻留在磁盘上，1.OS首先从磁盘将code和static data的字节读入内存。最原始的OS采用一次性导入，现在OS仅在程序需要时加载代码和数据（延迟加载）。2.OS为程序的run-time stack分配内存，C将堆栈用于局部变量、函数参数和返回地址。4.OS还为heap分配部分内存。C中heap用于显示请求的动态分配数据（malloc申请，free释放），数据结构也需要堆。5.OS还执行一些其他初始化任务（尤其I/O相关），例如：默认每个进程有三个打开的文件描述符。6.跳转到main（），OS将CPU的控制权转移到新创建的进程上开始程序执行。
Process States：
在从磁盘中读取或者从网络中等数据包时，OS识别P0未使用CPU而启动运行P1，I/O完成时将P0置于Ready状态，P1完成则启动P2.
Data Structures：1.例如：OS使用process list（每一条目称作process control block）记录三种状态进程的各种信息。对于已经停止的进程，register context保持其内容；当进程停止时，register将保存到该存储单元；通过将他们的值放回实际物理寄存器中，OS恢复该进程。这被称为context switch。
还有一个进程被创建时的初始状态和进程退出但没有被清理掉的最终状态（zombie state），final state非常有用，允许其他进程（通常父进程）检查返回代码判断是否执行成功（成功完成返回0）。完成后，父进程最后一次调用（例如wait（））以等待子进程完成，并向OS表明他可以清除与now-extinct process相关的数据结构。
Process API：
1.fork.通过系统调用创建几乎完全相同的进程，根据初始参数或传入变量不同，两进程可以做不同的事。fork后，OS给新进程分配地址空间、寄存器和PC，将原来进程所有值（复制fork后的代码）复制进去，只有少数值不同。两进程的fpid不同在于“相当于链表，进程形成了链表，父进程的fpid(p 意味point)指向子进程的进程id, 因为子进程没有子进程，所以其fpid为0.”fork出错可能1、进程数达到上限，2、内存不足。
2.wait.父进程有时等待子进程做完工作是有必要的，使用wait()或waitpid()。
3.exec().
1和3的分离使得shell可以在fork后exec之前运行代码，改变即将运行代码的环境。
prompt> wc p3.c > newfile.txt 创建子进程且调用exec()之前，shell关闭标准输出流并打开newfile，任何输出都被发送到文件，重定向（< >）是OS管理file descriptors。一般OS从0查找可用file descriptors，STDOUT FILENO可用且在调用open()时被赋值，后续都写入文件而不是屏幕。
管道也能实现相同作用。不过，一个进程的输出连接着inkernel pipe（例如队列）。自行查看（grep和wc）
signal()
ps
