进程——linux

冯诺依曼体系结构（计算机组成原理与体系结构）

关于冯诺依曼，必须强调几点：

操作系统(Operator System)

概念

设计OS的目的

定位

如何理解 "管理"

总结

系统调用和库函数概念

承上启下

一、进程

基本概念

描述进程-PCB

task_struct-PCB的一种：

task_ struct内容分类

组织进程

查看进程

通过系统调用创建进程-fork初识

进程状态

Z(zombie)-僵尸进程

僵尸进程危害：

进程状态总结

孤儿进程

进程优先级

基本概念

查看系统进程

PRI and NI

PRI vs NI

查看进程优先级的命令

环境变量

基本概念

常见环境变量

查看环境变量方法

测试PATH

测试HOME

和环境变量相关的命令

环境变量的组织方式

通过代码如何获取环境变量

通过系统调用获取或设置环境变量

程序地址空间

研究背景

程序地址空间

实验的代码

Linux2.6内核进程调度队列

一个CPU拥有一个runqueue

优先级

活动队列

过期队列

active指针和expired指针

总结

关于PCB链接的队列的细节：

冯诺依曼体系结构（计算机组成原理与体系结构）

我们常见的计算机，如笔记本。我们不常见的计算机，如服务器，大部分都遵守冯诺依曼体系

至目前，我们所认识的计算机，都是有一个个的硬件组件组成:

输入单元：包括键盘, 鼠标，扫描仪, 写板等

中央处理器(CPU)：含有运算器和控制器等

输出单元：显示器，打印机等

关于冯诺依曼，必须强调几点：

这里的存储器指的是内存不考虑缓存情况。
这里的CPU能且只能对内存进行读写，不能访问外设(输入或输出设备)
外设(输入或输出设备)要输入或者输出数据，也只能写入内存或者从内存中读取。
一句话，所有设备都只能直接和内存打交道。

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，请解释，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。如果是在qq上发送文件呢？

解答答：发消息时，输入设备读入键盘的数据，通过中断放方式，输入到内存中，然后cpu控制内存和输出设备（屏幕），将数据从内存中输出到输出设备中，显示你所输入的字符。点击发送后，在发送中cpu控制网卡和内存，将数据从内存中输出到网卡中，接受聊天信息的对方通过网卡读取数据到内存中，然后又从内存中输入到他的屏幕上。发送完毕

操作系统(Operator System)

概念

任何计算机系统都包含一个基本的程序集合，称为操作系统(OS)。笼统的理解，操作系统包括：

内核（进程管理，内存管理，文件管理，驱动管理）
其他程序（例如函数库，shell程序等等）

设计OS的目的

定位与硬件交互，管理所有的软硬件资源
为用户程序（应用程序）提供一个良好的执行环境

定位

在整个计算机软硬件架构中，操作系统的定位是：一款纯正的“搞管理”的软件

如何理解 "管理"

管理的例子
描述被管理对象
组织被管理对象

总结

计算机管理硬件

1. 描述起来，用struct结构体
2. 组织起来，用链表或其他高效的数据结构

系统调用和库函数概念

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。

承上启下

那在还没有学习进程之前，就问大家，操作系统是怎么管理进行进程管理的呢？很简单，先把进程描述起来，再把进程组织起来！

一、进程

基本概念

课本概念：程序的一个执行实例，正在执行的程序等
内核观点：担当分配系统资源（CPU时间，内存）的实体。

描述进程-PCB

进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中，可以理解为进程属性的集合。

课本上称之为PCB（process control block），Linux操作系统下的PCB是:task_struct

task_struct-PCB的一种：

在Linux中描述进程的结构体叫做task_struct。

task_struct是Linux内核的一种数据结构，它会被装载到RAM(内存)里并且包含着进程的信息。

task_ struct内容分类

标示符: 描述本进程的唯一标示符，用来区别其他进程。
状态: 任务状态，退出代码，退出信号等。
优先级: 相对于其他
程序计数器: 程序中即将被执行的下一条指令的地址。
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
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]。
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
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。
其他信息

组织进程

可以在内核源代码里找到它。所有运行在系统里的进程都以task_struct链表的形式存在内核里

查看进程

进程的信息可以通过 /proc 系统文件夹查看

如：要获取PID为1的进程信息，你需要查看/proc这个文件夹。

大多数进程信息同样可以使用top和ps这些用户级工具来获取。

通过系统调用获取进程标示符

进程id（PID）
父进程id（PPID）

通过系统调用创建进程-fork初识

运行man fork认识fork
fork有两个返回值

父子进程代码共享，数据各自开辟空间，私有一份（采用写时拷贝）

include <stdio.h>#include <sys/types.h>#include <unistd.h>int main(){int ret = fork();printf("hello proc : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret);sleep(1);return 0;}

fork 之后通常要用if进行分流

#include <stdio.h>#include <sys/types.h>#include <unistd.h>int main(){int ret = fork();if(ret < 0){perror("fork");return 1;}else if(ret == 0){ //childprintf("I am child : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret);}else{ //fatherprintf("I am father : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret);}sleep(1);return 0;}

进程状态

看看Linux内核源代码怎么说

为了弄明白正在运行的进程是什么意思，我们需要知道进程的不同状态。一个进程可以有几个状态（在 Linux内核里，进程有时候也叫做任务）。下面的状态在kernel源代码里定义：

/** The task state array is a strange "bitmap" of* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and* you can test for combinations of others with* simple bit tests.*/static const char * const task_state_array[] = {"R (running)", /* 0 */"S (sleeping)", /* 1 */"D (disk sleep)", /* 2 */"T (stopped)", /* 4 */"t (tracing stop)", /* 8 */"X (dead)", /* 16 */"Z (zombie)", /* 32 */};

R运行状态（running）: 并不意味着进程一定在运行中，它表明进程要么是在运行中要么在运行队列里。

S睡眠状态（sleeping): 意味着进程在等待事件完成（这里的睡眠有时候也叫做可中断睡眠（interruptible sleep））。S状态，它也是阻塞状态的一种。

D磁盘休眠状态（Disk sleep）有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptible sleep），在这个状态的进程通常会等待IO。D状态，它也是阻塞状态的一种。

T停止状态（stopped）：可以通过发送 SIGSTOP 信号给进程来停止（T）进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运行。

X死亡状态（dead）：这个状态只是一个返回状态，你不会在任务列表里看到这个状态。

进程状态查看

ps aux / ps axj 命令

这里的就绪态和执行态都是R

Z(zombie)-僵尸进程

僵死状态（Zombies）是一个比较特殊的状态。当进程退出并且父进程（使用wait()系统调用,后面讲）没有读取到子进程退出的返回代码时就会产生僵死(尸)进程
僵死进程会以终止状态保持在进程表中，并且会一直在等待父进程读取退出状态代码。
所以，只要子进程退出，父进程还在运行，但父进程没有读取子进程状态，子进程进入Z状态

一个创建维持30秒的僵死进程例子：


#include <stdio.h>#include <stdlib.h>int main(){pid_t id = fork();if(id < 0){perror("fork");return 1;}else if(id > 0){ //parentprintf("parent[%d] is sleeping...\n", getpid());sleep(30);}else{printf("child[%d] is begin Z...\n", getpid());sleep(5);exit(EXIT_SUCCESS);}return 0;}

僵尸进程危害：

进程的退出状态必须被维持下去，因为他要告诉关心它的进程（父进程），你交给我的任务，我办的怎么样了。可父进程如果一直不读取，那子进程就一直处于Z状态？是的！
维护退出状态本身就是要用数据维护，也属于进程基本信息，所以保存在task_struct(PCB)中，换句话说，Z状态一直不退出，PCB一直都要维护？是的！
那一个父进程创建了很多子进程，就是不回收，是不是就会造成内存资源的浪费？是的！因为数据结构对象本身就要占用内存，想想C中定义一个结构体变量（对象），是要在内存的某个位置进行开辟空间！
内存泄漏?是的！
如何避免？后面讲

子进程结束时，进入僵尸进程，并且向父进程发送SIGCHLD信号，如果他的父进程没使用（安装）SIGCHLD信号处理函数调用wait或waitpid()等待子进程结束，又没有显式忽略该信号，那么它就一直保持僵尸状态，如果这时父进程结束了，那么init进程自动会接手这个子进程，为它收尸，它还是能被清除的。

进程状态总结

至此，值得关注的进程状态全部讲解完成，下面来认识另一种进程

孤儿进程

父进程如果提前退出，那么子进程后退出，进入Z之后，那该如何处理呢？
父进程先退出，子进程就称之为“孤儿进程”
孤儿进程被1号init进程领养，当然要有init进程回收喽。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>int main(){pid_t id = fork();if(id < 0){perror("fork");return 1;}else if(id == 0){//childprintf("I am child, pid : %d\n", getpid());sleep(10);}else{//parentprintf("I am parent, pid: %d\n", getpid());sleep(3);exit(0);}return 0;}

进程优先级

基本概念

cpu资源分配的先后顺序，就是指进程的优先权（priority）。
优先权高的进程有优先执行权利。配置进程优先权对多任务环境的linux很有用，可以改善系统性能。
还可以把进程运行到指定的CPU上，这样一来，把不重要的进程安排到某个CPU，可以大大改善系统整体性能。

查看系统进程

在linux或者unix系统中，用ps –l命令则会类似输出以下几个内容：

我们很容易注意到其中的几个重要信息，有下：

PRI and NI

PRI也还是比较好理解的，即进程的优先级，或者通俗点说就是程序被CPU执行的先后顺序，此值越小进程的优先级别越高
那NI呢?就是我们所要说的nice值了，其表示进程可被执行的优先级的修正数值
PRI值越小越快被执行，那么加入nice值后，将会使得PRI变为：PRI(new)=PRI(old)+nice 这样，当nice值为负值的时候，那么该程序将会优先级值将变小，即其优先级会变高，则其越快被执行
所以，调整进程优先级，在Linux下，就是调整进程nice值
nice其取值范围是-20至19，一共40个级别

PRI vs NI

需要强调一点的是，进程的nice值不是进程的优先级，他们不是一个概念，但是进程nice值会影响到进程的优先级变化。
可以理解nice值是进程优先级的修正修正数据

查看进程优先级的命令

以及用top命令更改已存在进程的nice：

top
进入top后按“r”–>输入进程PID–>输入nice值

其他概念

竞争性: 系统进程数目众多，而CPU资源只有少量，甚至1个，所以进程之间是具有竞争属性的。为了高效完成任务，更合理竞争相关资源，便具有了优先级
独立性: 多进程运行，需要独享各种资源，多进程运行期间互不干扰
并行: 多个进程在多个CPU下分别，同时进行运行，这称之为并行
并发: 多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式，在一段时间之内，让多个进程都得以推进，称之为并发

环境变量

基本概念

环境变量(environment variables)一般是指在操作系统中用来指定操作系统运行环境的一些参数
如：我们在编写C/C++代码的时候，在链接的时候，从来不知道我们的所链接的动态静态库在哪里，但是照样可以链接成功，生成可执行程序，原因就是有相关环境变量帮助编译器进行查找。
环境变量通常具有某些特殊用途，还有在系统当中通常具有全局特性

常见环境变量

PATH : 指定命令的搜索路径
HOME : 指定用户的主工作目录(即用户登陆到Linux系统中时,默认的目录)
SHELL : 当前Shell,它的值通常是/bin/bash。

查看环境变量方法

echo $NAME //NAME:你的环境变量名称

测试PATH

1. 创建test_env.c文件

#include <stdio.h>int main(){printf("打印\n");return 0;}

2. 对比./hello执行和之间hello执行

3. 为什么有些指令可以直接执行，不需要带路径，而我们的二进制程序需要带路径才能执行？

4. 将我们的程序所在路径加入环境变量PATH当中, export PATH=$PATH:hello程序所在路径

5. 对比测试

6. 还有什么方法可以不用带路径，直接就可以运行呢？

test_env：可执行程序

我们先更改PATH这个环境变量，在其上添加test_env所在的文件夹：

一开始PATH为

使用export添加，下面两条命令本质是一样的

然后就可以不同带路径运行test_env

测试HOME

root：

普通用户

和环境变量相关的命令

1. echo: 显示某个环境变量值

2. export: 设置一个新的环境变量

3. env: 显示所有环境变量

4. unset: 清除环境变量 HOME 的关系

5. set: 显示本地定义的shell变量和环境变量

环境变量的组织方式

通过代码如何获取环境变量

命令行第三个参数

 #include <stdio.h>int main(int argc, char *argv[], char *env[]){int i = 0;for(; env[i]; i++){printf("%s\n", env[i]);}return 0;}

通过第三方变量environ获取

#include <stdio.h>int main(int argc, char *argv[]){extern char **environ;int i = 0;for(; environ[i]; i++){printf("%s\n", environ[i]);}return 0;}

libc中定义的全局变量environ指向环境变量表,environ没有包含在任何头文件中,所以在使用时要用extern声明。

通过系统调用获取或设置环境变量

getenv

#include <stdio.h>#include <stdlib.h>int main(){printf("%s\n", getenv("PATH"));return 0;}

常用getenv和putenv函数来访问特定的环境变量。

环境变量通常是具有全局属性的

环境变量通常具有全局属性，可以被子进程继承下去

#include <stdio.h>#include <stdlib.h>int main(){char * env = getenv("MYENV");if(env){printf("%s\n", env);}return 0;}

直接查看，发现没有结果，说明该环境变量根本不存在

导出环境变量 export MYENV="hello world"
再次运行程序，发现结果有了！说明：环境变量是可以被子进程继承下去的！想想为什么？

实验

如果只进行MYENV＝“helloworld” ,不调用export导出，在用我们的程序查看，会有什么结果？为什么？

普通变量(本地变量)不是环境变量

程序地址空间

研究背景

kernel 2.6.32
32位平台

程序地址空间

关于c/c++的内存空间为：

代码（常量）区/代码段：存放函数体的二进制代码，由操作系统进行管理的
全局（静态）区/数据段：存放全局变量和静态变量以及常量
栈区：由编译器自动分配释放, 存放函数的参数值,局部变量等
堆区：由程序员分配和释放,若程序员不释放,程序结束时由操作系统回收

c++内存管理

实验的代码

#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <stdlib.h>int g_val = 0;int main(){pid_t id = fork();if(id < 0){perror("fork");return 0;}else if(id == 0){ //childprintf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}else{ //parentprintf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}sleep(1);return 0;}

输出

//与环境相关，观察现象即可
parent[2995]: 0 : 0x80497d8
child[2996]: 0 : 0x80497d8

我们发现，输出出来的变量值和地址是一模一样的，很好理解呀，因为子进程按照父进程为模版，父子并没有对变量进行进行任何修改。可是将代码稍加改动:

#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <stdlib.h>int g_val = 0;int main(){pid_t id = fork();if(id < 0){perror("fork");return 0;}else if(id == 0){ //child,子进程肯定先跑完，也就是子进程先修改，完成之后，父进程再读取g_val=100;printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}else{ //parentsleep(3);printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}sleep(1);return 0;}

输出结果：

//与环境相关，观察现象即可

child[3046]: 100 : 0x80497e8
parent[3045]: 0 : 0x80497e8

我们发现，父子进程，输出地址是一致的，但是变量内容不一样！能得出如下结论:

变量内容不一样,所以父子进程输出的变量绝对不是同一个变量
但地址值是一样的，说明，该地址绝对不是物理地址！
在Linux地址下，这种地址叫做虚拟地址
我们在用C/C++语言所看到的地址，全部都是虚拟地址！物理地址，用户一概看不到，由OS统一管理

OS必须负责将虚拟地址转化成进程地址空间物理地址、

所以之前说‘程序的地址空间’是不准确的，准确的应该说成进程地址空间 ，那该如何理解呢？看图

解释：上图中的地址空间是在计算机物理上不存在的，是在程序员思维上的，然后PCB（task_struct）是物理上真实存在的，页表也是物理上真实存在的。他们被认为在存储在计算机的进程地址空间的内核空间上。

Linux2.6内核进程调度队列

一个CPU拥有一个runqueue

如果有多个CPU就要考虑进程个数的负载均衡问题

优先级

普通优先级：100～139（我们都是普通的优先级，想想nice值的取值范围，可与之对应！）

实时优先级：0～99（不关心）

活动队列

时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在该队列
nr_active: 总共有多少个运行状态的进程
queue[140]: 一个元素就是一个进程队列，相同优先级的进程按照FIFO规则进行排队调度,所以，数组下标就是优先级！
从该结构中，选择一个最合适的进程，过程是怎么的呢？

1. 从0下表开始遍历queue[140]

2. 找到第一个非空队列，该队列必定为优先级最高的队列

3. 拿到选中队列的第一个进程，开始运行，调度完成！

4. 遍历queue[140]时间复杂度是常数！但还是太低效了！

bitmap[5]:一共140个优先级，一共140个进程队列，为了提高查找非空队列的效率，就可以用5*32个比特位表示队列是否为空，这样，便可以大大提高查找效率

过期队列

过期队列和活动队列结构一模一样
过期队列上放置的进程，都是时间片耗尽的进程
当活动队列上的进程都被处理完毕之后，对过期队列的进程进行时间片重新计算

active指针和expired指针

active指针永远指向活动队列
expired指针永远指向过期队列
可是活动队列上的进程会越来越少，过期队列上的进程会越来越多，因为进程时间片到期时一直都存在的。
没关系，在合适的时候，只要能够交换active指针和expired指针的内容，就相当于有具有了一批新的活动进程！

总结

在系统当中查找一个最合适调度的进程的时间复杂度是一个常数，不随着进程增多而导致时间成本增加，我们称之为进程调度O(1)算法！

关于PCB链接的队列的细节：

linux中进程被描述成一个结构体task_struct，其中内嵌一个结构体，用于链接，如下代码：

struct task_struct {//...其他信息struct node link_struct;}struct node{struct node* next;struct node* prev;
}

我们可以画如下图：我们现在已知一个进程的PCB，我们可以通过link_struct找到前后进程的link_struct。然后我们通过一系列变换找到，task_struct的起始地址。

首先找到下一个task_struct与link_struct之间的偏移量，&((task_struct*)0->link_struct)，取0地址的task_struct，通过已知的task_struct的信息，最后取地址，计算出偏移量。
然后用link_struct.next 减去偏移量，及：link_struct.next - &((task_struct*)0->link_struct)，就得出下一个task_struct的起始地址。
最后，利用（task_struct *）改变步长信息，即：（task_struct *) link_struct.next - &((task_struct*)0->link_struct)。得到下一个task_struct的指针，然后可以访问task_struct的所有内容。

总结：之所以这样处理链接，不用task_struct *链接，这样可以灵活的将不同类型的task_struct链接成队列。