1. 冯诺依曼体系结构

                       输入设备：键盘，话筒，网卡，磁盘（外存）

外设：     

                       输出设备：显示器，磁盘，网卡，打印机 

                          

CPU=运算器+控制器

存储器：内存

软件运行必须先加载，程序运行之前在磁盘

                         为什么必须先加载这是由体系结构规定的

                          Input      数据是从一个设备“拷贝”到另一个设备

                          体系结构的效率由设备的拷贝效率决定

CPU只能对内存进行读写，不能访问外设（输入/输出设备）

我们的程序必须从外设加载到内设

可执行程序运行的时候必须先加载到内存 CPU才能访问到

CPU执行我们的代码，访问我们的数据

CPU在数据层面，只和内存打交道，访问我们的数据

外设要输入或者或者输出数据只能写入内存或者从内存中读取

所有的设备都只能直接和内存打交道

越靠近内存，CPU效率就越高，成本也就越高

这个体系的存在让当代计算机变成性价比的产物

数据流得本质是在实现冯诺依曼原则

2.操作系统      --       是一款进行软硬件管理的软件

2.1 概念

任何计算机系统都包含一个基本的程序集合，称为   OS

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（函数库，shell程序...）

printf的本质：是我们把我们的数据写入了硬件，显示器！

2.2设计 OS 的目的

对上，为用户程序（应用程序）提供一个良好的执行环境

              目的

对下，与硬件交互，管理所有的软硬件资源

             手段

向下进行软硬件的管理的软件

硬件部分遵循的就是冯诺依曼体系

1.软硬件体系的层状结构

2.访问操作系统，必须使用系统调用  --  其实就是函数，只不过是系统提供的

3.我们的程序，只要我们判断出了它访问了硬件，那么它必须贯穿整个软硬件体系结构

4.库可能在底层封装了系统调用

2.3管理的理解

管理的本质：

操作系统是先把进程描述起来，再把进程组织起来，这样来管理进行进程管理的

任何管理系统都是先描述再组织的

1.要管理，管理者和被管理者可以不需要见面

2.管理者和被管理者，根据数据进行管理

3.不需要见面，由中间层获取数据

类解决的是先描述的问题

任何面向对象的语言都必须提供  类+容器

描述起来：用struct结构体

组织起来：用链表或者其他较高的数据结构

2.4系统调用和库函数概念

理解系统调用：

操作系统要向上提供对应的服务（访问硬件的能力）操作系统

但又不相信任何用户，人

解决的方法是：系统调用

操作系统基本上都是使用C语言的，给我们提供的系统调用就是C语言风格的C函数

函数调用，基本上就会有输出参数和返回值

访问了硬件必须访问了系统调用

操作系统要给我们的开发者提供各种库

在开发角度，操作系统会对外表现为一个整体，但是会暴露自己的部分接口，供上层开发者使用，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，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，就很利于上层用户或者开发者进行二次开发

库函数和系统调用是属于上下层的关系

3.进程

./可执行程序

-->本质就是创建进程

3.1 进程的概念以及task_struct

一个程序没运行起来，这个程序在磁盘

我们编译好的可执行程序就是一个二进制文件，在运行之前都只是我们磁盘上的文件

当我们运行的时候，这个可执行程序（代码和数据）就会被加载到内存当中

操作系统也是一款软件，也加载到内存里的

加载到内存里，我们内存里的操作系统不知道也不清楚这个进程是哪个

当有很多可执行程序加载到内存的时候，操作系统必然要对这些可执行程序做管理

-->

怎么管理？先描述（必须先有描述进程的task_struct）再组织，管理成特定的数据结构，然后操作系统就会把进程管理转化为对数据结构的增删查改

-->

在操作系统内要给每一个代码和数据构建一个struct结构体，把加载进来的可执行程序的所有属性和数据全部都维护起来

就有了对应的一个一个的结点

-->

我们就形成了一个加载到内存当中的程序列表，这个程序列表我们就叫做进程列表

-->

进程不仅仅是把可执行程序（代码和数据）从磁盘加载到内存

进程=内核数据结构对象+自己的代码和数据

在操作系统学科里，我们把描述进程的该struct结构体里称之为PCB

linux这个具体的一个操作系统里PCB叫做

stact task_struct

{

}

进程的所有属性都在task_struct里，都可以直接或间接通过task_struct找到

-->进程=PCB（task_struct）+自己的代码和数据

管理进程会变成对进程列表的增删查改

-->有一个可执行程序也要加载

当他加载到内存的时候，自己的代码和数据加载到内存里来了，操作系统还要给他创建对应的PCB数据结构对象，PCB能找到自己的代码和数据，PCB还要被链入到整个的进程列表当中

所以CPU未来要调度的时候，是先找一个PCB，找到它之后，再根据PCB找到它匹配的代码和数据再进行调度

-->删除

有一个进程运行结束了，代码运行完了，在操作系统内把代码和数据释放掉，再在链表中将该节点释放掉

task_struct  里有什么？

-->

标识符：描述进程的唯一标示符，用来区别其他进程

状态：任务状态，退出代码，退出信号...

优先级：相对于其他进程的优先级

程序设计器：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，还有其他进程共享的内存块的指针

是一个进程就有自己的id信息

3.2 查看进程

3.2.1  ps  axj

3.2.2还有另一种查看进程的方法

还可以通过Linux中的目录结构 proc

3.3通过系统调用获取进程标识符

进程id  （PID）

父进程id（PPID）

我们运行的所有指令其实都是进程

杀进程：ctrl+c     

 kill

每次启动同一个程序，它的pid是不一样的

man getpid

打开另一个xshell

 父进程id

Linux中所有的进程都是被他的父进程创建的，没有母进程

父进程id是不会改变的

我们每次登陆云服务器时，os会给每一个用户分配一个bush

前面带 - 表示的是远程登陆

相当于把命令行输给bush

我们运行的所有指令其实都是进程，他们的父进程都是bush（父进程的父进程是bash）

父进程就是bush

补充：

cwd

exe

打开文件的时候可以带上路径

新建文件，带路径会在指定路径下新建

不带路径就会在当前路径下新建

任何更改一个进程所处的当前路径？

chdir

这样就改了

就是一个绝对路径

再看我们的hello.txt文件

3.4 通过系统调用创建进程-fork初识    

--->  创建子进程

代码刚开始运行他是一个执行流的，一旦我们执行完我们的fork他就会有执行流，这两个执行流都会执行后续的代码

id一定是不一样的

fork之后的原理

-->

新加载出来一个PCB

fork之后要用if进行分流

1.fork会有两个返回值

2.一个函数会返回两次

return 的本质其实是对变量  pid_t id 进行修改，这个变量看上去是一个变量，其实对应的是两个内容

3.一个变量，既 ==0 又 > 0，导致 if else 同时成立？原因

-->

写实拷贝

我们这里进行修改来看一下

子进程修改了并不会影响父进程

写实拷贝图示

如何保证父子进程的独立性？

父子创建我们用fork，使用fork之后再做 if else 分流，父子就可以执行不同的代码块

fork之后代码共享，父子进程以各自的执行周期各自去执行，并不是代表后续代码在fork内部它的return语句就各自执行一次了

你跑你的我跑我的，各自去执行