一、先谈硬件——冯诺依曼体系结构
存储器：内存（硬盘是外存）
输入设备：鼠标、键盘、摄像头、话筒、磁盘、网卡……
输出设备：显示器、播放器硬件、磁盘、网卡……
输入输出设备是外部设备，简称外设。
中央处理器（CPU）：
运算器：对我们的数据进行计算任务（算数运算、逻辑运算）
控制器：对我们的计算硬件流程进行一定的控制。
以上每一个部分都是独立的个体，也就是说，各个硬件单元必须用“线”链接起来。
“线”分两类：1、系统总线（CPU和内存之间） 2、IO总线（内存和外设之间）
不考虑缓存的情况，CPU只能对内存进行读写，不能访问外设。
所有设备都只能直接和内存打交道。
二、再谈软件——操作系统（Operator System）
操作系统是一款进行管理的软件。
why？
1、操作系统帮助用户管理好下面的软硬件资源（手段）。
2、为了给用户提供一个良好的（稳定、高效、安全）运行环境（目的）。
how？
先描述再组织。
操作系统里面会有各种数据，但操作系统不相信任何用户！
操作系统为了保证自己的数据安全，也为了保证给用户能够提供服务，操作系统以接口的方式给用户提供调用的入口，来获取系统内部的数据。
接口是操作系统提供的用C实现的，自己内部的函数调用——系统调用。
所有访问操作系统的行为，都只能通过系统调用完成。
操作系统的核心功能：内存管理、进程管理、文件管理、驱动管理。
三、再谈进程
一个操作系统，不仅仅只能运行一个进程，可以同时运行多个进程。
操作系统如何将进程管理起来？先描述，再组织。
任何一个进程，加载到内存时，形成真正的进程时，操作系统要先创建进程属性的结构体对象------PCB（process control block：进程控制块）
进程 = 内核PCB数据结构对象 + 你自己的代码和数据
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: 相对于其他进程的优先级。
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
怎么组织
在Linux中是如何组织进程的，Linux内核中，最基本的组织进程task_struct的方式，是采用双向链表组织的。
查看进程
在Linux中，ps axj 指令可查到当前正在运行的进程。
ls /proc 查看当前系统中所有进程
终止一个进程：kill -9 PID
怎么获取PID，系统调用接口：getpid
PPID：getppid
当我们每次登录Xshell时，系统会为我们创建一个bash进程即创建一个命令行解释进程，我们在对话框中输入的指令都是bash进程的子进程 。
fork：创建一个子进程
.\指令层面创建进程
fork（）代码层面创建进程。
当我们调用fork（）函数时，它会创建一个子进程，并给子进程返回0，给父进程返回子进程的pid，然后分两个执行流，id>0的进程是老的进程。
1、为什么fork（）要给子进程返回0，给父进程返回子进程的pid？
返回不同的返回值，是为了区分让不同的执行流，执行不同的代码块！
一般来说，fork（）之后的代码父子共享。
子进程只有一个父进程，它只需要通过getppid就可以确定父进程，但是父进程可能有多个子进程，所以它需要拿到子进程的pid来确定子进程。
2、一个函数是如何做到两个返回值？如何理解？
任何平台，进程在运行时，是具有独立性的。
数据层面的写时拷贝：在父子进程刚创建时，数据和代码确实是共享的，但是，当子进程要修改数据时，操作系统会另外在拷贝一份它要改的数据来给子进程更改。
4、fork（）函数在干什么？干了什么？
5、如果父子进程创建好后，谁先运行？
谁先运行，由调度器决定，不确定。
进程状态
1、一般操作系统学科中的：运行、阻塞、挂起
1、运行状态 R（在CPU上的和在运行队列中的都叫运行态）
一个进程把自己放到cpu上运行，并不是要运行完才把自己放下来。
每个进程都有一个 时间片的概念，在一个时间段内，所有进程代码都会被执行，并发执行。
所以，我们的代码中一定会存在大量的把进程从CPU上拿下来或者放上去的动作------进程切换。
2、阻塞状态
每一个设备都有一个等待队列（系统里有很多等待队列，进程也有等待队列），进程想等那个设备，如果状态没有就绪，是不可读的，此时，此时，这个进程就自动把自己的PCB链入该设备的等待队列里，如果已经可读了，这个进程就把自己放运行队列里。
3、阻塞挂起状态
如果操作系统中的内存资源严重不足了，就会在保证正常运行的情况下，省出来内存资源。
会阻塞状态的进程的PCB保留，将代码和数据放到外设中（换出），此时的状态就叫挂起，当下次资源就绪，把这个进程要放入运行队列时，再把代码和数据从新换入进来。
电脑中除了C\D\E盘这些分区，还有一个swap（交换分区）。
2、具体Linux状态是如何维护的？
R（running）运行状态 R+：带+号表示前台运行。
S（sleeping）阻塞状态 （浅度睡眠，可以被唤醒，随时响应外部变化）
D（disk sleep）阻塞状态 （深度睡眠 该状态下进程不可被kill，不响应操作系统的任何请求）
T（stopped）暂停状态
t（tracing stopped）暂停状态 打断点时，到断点处会变为t状态
kill -19 PID （发19号信号，让目标进程处于stop状态）
X（dead）：终止态，资源被回收后，才会变成X状态
Z（zombie僵尸）：进程一般退出时，如果父进程没有主动回收子进程信息，子进程会一直让自己处于Z状态，进程的相关资源尤其是task_struck结构体不能被释放。
如果父进程一直不回收这个进程的资源，那么就会一直占用资源，导致内存泄露。
孤儿进程：如果父进程先挂了，子进程的PPID就变成了1（1号进程就是操作系统）
进程优先级
PRI：优先级，一个整型数组，数字越小，优先级越高。
NI：nice值，优先级修正数据
PRI(new) = PRI（old）（这个值是80）+nice
程序（进程）地址空间
#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{
//parent
sleep(3);
printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}
sleep(1);
return 0;
}
//与环境相关，观察现象即可
child[3046]: 100 : 0x80497e8
parent[3045]: 0 : 0x80497e8
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。
当创建子进程时，子进程为什么能继承父进程的环境变量呢？
当子进程启动时，父进程已经将环境变量信息加载了，当你创建子进程时，父进程里的数据必定有页表进程虚拟地址到物理地址的映射，当子进程创建页表时，子进程也自然会将父进程的环境变量信息继承下来。
