【Linux】进程初步理解

1. 冯诺依曼体系结构

1.1 认识冯诺依曼体系结构

电脑里面的硬件不是随便就能构成计算机，这些硬件是按照一定的规则去组装电脑的。 计算机的核心工作就是通过一定的输入设备，把数据交给计算机cpu，而cpu经过一定的设备再显示出结果。 计算机的构成遵循冯诺依曼体系结构：

输入设备：键盘、鼠标、摄像头、话筒、磁盘、网卡… 输出设备：显示器、声卡、磁盘、网卡 中央处理器（CPU）：运算器、控制器 存储器：内存 设备是互相连接的。

数据是要在计算机体系结构中进行流动的，流动的过程中，进行数据的加工处理。 从一个设备到另一个设备，本质是一种拷贝。

中央处理器的运算速度特别快，如果用户想要计算机处理数据，计算机就得在整个体系的各种设备之间拷贝各种数据，还CPU得进行运算。CPU处理速度很快所以它并不是影响计算机整体效率的矛盾。而是数据设备间拷贝的效率，决定了计算机整体的基本效率。

1.2 存储金字塔

存储：距离CPU越近的，效率越高，成本越高

计算机为什么要有存储器？

如果没有存储器。 输入设备效率非常低，CPU非常快，它们两个的速度差非常大。根据木桶原理，输入设备拷贝数据到CPU非常慢，CPU的大部分时间就是在等待数据；同时CPU想要输出，从CPU里面数据拷贝到输出设备速度又非常慢，所以整个计算机的效率是输入输出设备的效率，就不能采取这样的方案。 所以就加了个内存，可以预先在内存里面加载大量的数据，从此CPU就在内存里面读数据，CPU在处理数据时，同时可以将输入设备的数据拷贝到内存里面。这样整体的效率取决于输入输出设备就变成了取决于存储器了。

存储器就相当于输入输出和CPU之间的一个巨大的缓存。

冯诺依曼体系结构不仅仅是提高了计算机的效率，还并没有将计算机的成本提高多少。

在硬件数据流动角度，在数据层面：

1. CPU不和外设直接打交道，CPU只和内存打交道。
2. 外设（输入和输出）的数据，不是直接给CPU的，而是先放入内存中。

那么冯诺依曼体系结构能干什么？ 程序运行，要先加载到内存。 程序=代码+数据。程序的数据要被CPU访问。 程序没有被加载在内存的时候在磁盘里面，就是一个二进制文件。磁盘就是外设，CPU不能直接从外设直接读取代码和数据，只能通过内存来读取，这个就是冯诺依曼体系结构规定了必须这么做。 对冯诺依曼的理解，不能停留在概念上，要深入到对软件数据流理解上，解释一下，从你登录上qq开始和某位朋友聊天开始，数据的流动过程。 从你打开窗口，开始给他发消息，到他的到消息之后的数据流动过程。 我这边是电脑，朋友那边也是电脑，本质上就是两台冯诺依曼体系。 我是通过键盘输入了一个消息假设是“你好”，那么“你好”必须得在内存里，就是我们在电脑上登录的时候QQ已经加载到内存里了。而“你好”要发到朋友那里就得先经过加密，加密就得通过CPU，然后再到输出设备，而要实现消息传输就需要网络，能和网络打交道的就是输出设备里面的网卡。数据经过网路就能到达朋友那边。 到朋友电脑那边，被朋友收到的输入设备肯定也是网卡，然后这个数据就传到内存里，而QQ要做解密的操作，所以数据得加载到CPU中，消息解密得到“你好”，再写到内存中，然后再把消息刷新到输出设备显示器上。

2. 操作系统

2.1 概念

操作系统是一款进行软硬件资源管理的软件 操作系统广义的认识：操作系统的内核+操作系统的外壳周边程序，这里的外壳周边程序指的是给用户提供使用操作系统的方式。 操作系统狭义的认识：只是操作系统的内核。

2.2 结构

如果操作系统要直接把硬件管理好，前提是得有通信，所以操作系统得访问到硬件，可、是每一种硬件的物理特性是不一样的，如果直接由操作系统来直接访问下面的这些硬件，如果硬件的物理特性发生了变化，还得去改操作系统。

所以就不能操作系统就不能直接管理硬件，这里就在它们两个之间多了一个软件层：

每一种硬件都有自己对应的驱动程序，驱动器层主要负责向操作系统提供一些通信接口，让操作系统直接提供驱动层访问到硬件。一般这里的驱动层的软件代码都是由厂商自定义的。

这个结构就叫做：体系结构的层状划分

为什么要有操作系统？ 对软硬件资源进行管理（手段），为用户提供一个良好（稳定的、安全的、高效的）的运行环境

2.3 操作系统的管理

日常生活中我们做事情离不开决策和执行。 举个例子：在学校里面，学生是被管理者，校长就是真正意义上的管理者，但是校长并不是直接来管理学生，而是通过辅导员，可能到毕业有的学生都没有见过校长。所以说一个学校被管理好，不需要管理者和被管理者直接接触。 那么是如何管理的？ 拿到学生的数据才是目的，管理学生，本质就是对学生数据进行管理。

对于任何管理都是：先描述，在组织 凡是要对待特定的对象进行管理也是先描述，在组织

作为用户是不能直接绕过操作系统来直接访问底层硬件，任何要访问硬件的操作必须通过操作系统来做。

如果用户想要访问操作系统里面某一部分软硬件资源的数据，怎么怎么访问？ 举个例子：在银行如果想要存钱，不可能允许用户直接进入仓库里面直接存钱，而又必须给用户提供对应的业务，所以银行就提供了柜台来提供业务，用户通过柜台来存取钱。 和银行的方式一样，操作系统为用户提供一个软件层，叫做系统调用。

用户要访问操作系统，必须使用系统调用的方式，使用操作系统。

在开发角度，操作系统对外会表现为一个整体，但是会暴露自己的部分接口，供上层开发使用，这部分由操作系统提供的接口，叫做系统调用。 系统调用在使用上，功能比较基础，对用户的要求相对也比较高，所以，有心的开发者可以对部分系统调用进行适度封装，从而形成库，有了库，就很有利于更上层用户或者开发者进行二次开发。

3. 进程

3.1 进程描述

概念：程序的一个执行实例，正在执行的程序等。

把可执行程序的代码和数据加载到内存里，不是进程，只是进程对应的代码和数据。 某一个进程都会有一个struct PCB,它里面包含进程对应的所有属性，还有内存指针。 一个进程一个PCB。把所有进程用struct PCB* next指针连接，管理起来，所以对进程的管理，就变成了对链表的增删改查。 进程=PCB+自己的代码和数据 所以对进程的管理就转化为对PCB的管理，不是直接对程序进行管理。

为什么要有PCB？ 操作系统要对进程管理，就得先描述，在组织。

3.2 Linux下的PCB

进程=PCB+自己的代码和数据 在Linux下PCB具体的数据结构叫struct task struct,就是进程控制块。

PCB是Linux下的统称 struct task struct是具体的称呼。

操作系统为了管理程序的代码和数据，会创建进程控制块task_struct，包含了进程的所有属性，并且执行自己的代码和数据。在操作系统中可能会同时存在很多进程控制块，所以用链表把它们链接起来。CPU想要调度进程，在操作系统里面维护一个队列数据结构task_queue。将来CPU要调度的时候，就在task_queue里面选择进程去调度。想要让进程运行起来，就会让进程在操作系统里面排队，是task_struct去进行排队。

所以操作系统调度运行进程，本质就是让进程控制块task_struct进行排队。

所以可以把进程理解为： 进程=内核task_struct结构体+程序的代码和数据

如何理解进程的动态运行？ 只要我们进程的task_struct将来在不同的队列中，进程就可以访问不同的资源。

4. task_struct本身内部属性

4.1 启动

先用C语言简单的写一个测试代码：

Makefile：

  1 myprocess:myprocess.c
  2   gcc -o $@ $^
  3 .PHONY:clean
  4 clean:
  5   rm -f myprocess

myprocess.c：

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<unistd.h>
  3
  4 int main()
  5 {
  6   while(1)
  7   {
  8     printf("I am a process!\n");
  9     sleep(1);
 10   }
 11 }

make编译一下：

这里形成的myprocess就是可执行程序，编译形成二进制可执行文件，是文件，就在Linux的磁盘中存放。

./myprocess把它运行起来，此时它已然变成了一个进程：

所有系统提供的命令都是executable, x86-64下的可执行程序：

所以：./XXX本质就是让系统创建进程并运行，我们自己写的代码形成的可执行==系统命令==可执行文件。在Linux中运行的大部分执行操作，本质都是运行进程

查看系统当前所对应进程的详细详细：

ps axj

就能查看到系统中所有启动的进程

要想只查看到myprocess，就得使用命令：

ps axj | grep myprocess

此时就出来了：

为什么会出现grep？

grep在过滤时，确实找到了myprocess，但是grep启动也变成了一个进程，事宜查的时候出来myprocess被查到了，grep本身也被查到了。

使用命令：

 ps axj | head -1

就可以知道第一行每一个部分的属性信息。

想要属性信息和上面的查询进程对应起来，就用&&把两条命令连接起来：

ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess

这样就可以了：

每一个进程的都要有自己唯一的标识符，叫做进程pid

也就是说在task_struct本身内部有一个unsigned int pid 一个进程怎么知道自己的pid？ task_struct是操作系统的内核数据结构，用户不能直接去访问来找到自己的pid信息，所以操作系统必须得提供系统调用，系统提供的是getpid:

那么在代码里面加上查询pid的信息：

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<unistd.h>
  3 #include<sys/types.h>
  4 #include<unistd.h>
  5
  6 int main()
  7 {
  8   pid_t id=getpid();
  9
 10   while(1)
 11   {
 12     printf("I am a process,pid:%d\n",id);
 13     sleep(1);
 14   }
 15 }

编译运行之后：就看见

用系统来查一下，发现pid是一样的：

进程一直跑，可以用ctrl+c来终止进程

ctrl+c就是在用户层面终止进程

还有其他方法干掉进程吗？ 用命令：kill -9+pid 来看个例子：

kill -9+pid可以直接杀掉进程

4.2 进程的创建方式

4.2.1 父子进程

pid_t getppid(void)获得当前进程的父进程id 在代码里面加上获取父进程ip的代码：

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<unistd.h>
  3 #include<sys/types.h>
  4 #include<unistd.h>
  5
  6 int main()
  7 {
  8   pid_t id=getpid();
  9   pid_t parent=getppid();
 10   while(1)
 11   {
 12     printf("I am a process,pid:%d,ppid:%d\n",id,parent);
 13     sleep(1);
 14   }
 15 }

此时就能够查到ppid：

为了方便观察写了一个shell命令，每个一秒钟来周期性执行一下中间的命令：

 while :;do ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess;sleep 1;done

这样每个一秒就能查到当前进程的情况:

发现每一次启动进程的时候它的pid都不一样，但是它的父进程id都是一样的：

进程每次启动，对应的pid都是不一样的，是正常的。

查一下ppid:发现有bash

bash就是父进程，就是命令行解释器。

4.2.2 fork

创建进程，就得提供系统调用，用到的是fork:

来简单先使用一下fork：

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<unistd.h>
  3 #include<sys/types.h>
  4 #include<unistd.h>
  5 
  6 int main()
  7 {
  8   printf("process is running,only me!\n");
  9   fork();
 10   printf("hello world\n");
 11   sleep(1);
 12 
 13 }

fork()执行完之后应该有两个执行流，默认各自执行后面的代码。

为了方便查看把含grep的信息去掉

 while :;do ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess | grep -v grep;sleep 1;done

13840的父进程id是13798,他们两个是父子关系：

fork之后，父子代码共享 创建一个进程，本质就是系统中多一个进程，多一个进程，就是多一个内核task_struct，多了的进程有自己的代码和数据。

父进程的代码和数据是从磁盘来的，子进程的代码和数据默认情况下，继承父进程的代码和数据

将代码重新修改，让代码在调用过程中显示出进程对应的pid和ppid:

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<unistd.h>
  3 #include<sys/types.h>
  4 #include<unistd.h>
  5
  6 int main()
  7 {
  8   printf("process is running,only me!,pid:%d\n",getpid());
  9   sleep(3);
 10   fork();
 11   printf("hello world,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
 12   sleep(5);
 13 
 14 }

从显示结果来看，创建了子进程：

为什么要创建子进程？ 主要是想要子进程执行和父进程不一样的代码。

fork：如果fork成功就返回子进程的pid给父进程，返回0给子进程；失败了就返回-1：

fork会返回两次，每次的返回值不一样。

想要父子进程执行不同的代码，把代码修改一下：

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<unistd.h>
  3 #include<sys/types.h>
  4 #include<unistd.h>
  5 
  6 int main()
  7 {
  8   printf("process is running,only me!,pid:%d\n",getpid());
  9   sleep(3);
 10   pid_t id=fork();
 11   if(id==-1)return 1;
 12   else if(id==0)
 13   {
 14     //child
 15     while(1)
 16     {
 17         printf("id:%d,I am child process,pid:%d,ppid:%d\n",id,getpid(),getppid());
 18         sleep(1);
 19     }
 20   }
 21   else
 22   {
 23     //parent
 24     while(1)
 25     {
 26         printf("id:%d,I am parent process,pid:%d,ppid:%d\n",id,getpid(),getppid());
 27         sleep(2);
 28     }
 29   }
 30 
 31
 32 }

输出消息中返回值是0，就是子进程,刚好匹配:

fork之后的代码父子进程是共享的，只不过等于id=0是给子进程的，id=子进程pid是给父进程的。 只是做了判断，子进程才进入到满足条件的代码中；而父进程进入父进程有关代码中，从而实现了父子进程同时跑。

在之前学习的代码都是单进程，不可能有多个if里面的代码同时运行。 而这里是多进程，就会出现多个满足if条件的代码同时执行。

那么为什么同一个id,既是等于0又是大于0？ 这个和虚拟地址空间有关系。进程具有独立性，而父子进程各自独立，所以它们有各自的pid,而代码是只读的，不能修改。而数据在父子进程上是分开的。

fork会有两个返回值，返回两次。 fork是操作系统提供的，当一个函数执行到return时候，函数的核心工作已经做完了。 那么说明fork的时候子进程就已经存在了。父进程运行一次执行一次return；子进程运行一次执行一次return。那么就会return两次。 单独kill掉父进程或者子进程，不会影响另一个的运行。

4.2.3 一次创建多个进程

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<unistd.h>
  3 #include<sys/types.h>
  4 #include<unistd.h>
  5
  6 void RunChild()
  7 {
  8   while(1)
  9   {
 10     printf("I am child process,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
 11   }
 12 }
 13 int main()
 14 {
 15    const int num=5;
 16    int i;
 17    for(i=0;i<num;i++)
 18    {
 19      pid_t id=fork();
 20      if(id==0)
 21      {
 22        RunChild();
 23      }
 24      sleep(1);
 25    }
 26
 27    while(1)
 28    {
 29      printf("I am parent,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
 30    }
 31}

task_ struct内容分类：

1. 标示符:描述本进程的唯一标示符，用来区别其他进程。
2. 状态:任务状态，退出代码，退出信号等。
3. 优先级:相对于其他进程的优先级。
4. 程序计数器:程序中即将被执行的下一条指令的地址。
5. 内存指针:包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针
6. 上下文数据:进程执行时处理器的寄存器中的数据[休学例子，要加图CPU，寄存器]。
7. I／O状态信息:包括显示的I/O请求,分配给进程的I／O设备和被进程使用的文件列表。
8. 记账信息:可能包括处理器时间总和，使用的时钟数总和，时间限制，记账号等。
9. 其他信息 查看进程： 进程的信息可以通过/proc系统文件夹查看

进程的pcb中会记录自己对应的可执行程序的路径。 每个进程在启动的时候，会记录自己当前在那个路径下启动，进程的当前路径 cwd:进程的当前路径

用pwd来验证一下：

哪个进程调用chdir函数，哪个进程就修改当前路径。

当前路径是：

用代码来改变一下当前创建文件的路径。

  1 #include<stdio.h>
  2 #include<sys/types.h>
  3 #include<unistd.h>
  4
  5
  6 int main()
  7 {
  8   chdir("/home/zxctscl/111_dir");
  9   FILE *fp=fopen("log.txt","w");
 10   (void)fp;
 11   fclose(fp);
 12 
 13   while(1)
 14   {
 15     printf("I am a process, pid:%d\n",getpid());
 16     sleep(1);
 17   }
 18 
 19   return 0;
 20 }

运行时候发现代码路径确实改变了：

当前进程的目录确实改变了：

有问题请指出，大家一起进步！！！