冯诺依曼体系结构的理解

大部分计算机都遵守冯诺依曼体系，该体系将输入设备（键盘，鼠标，写板）和输出设备（显示器，打印机）统称为外设，运算器和控制器组成了cpu中央处理器，存储器则是计算机的内存。

cpu与外设的交互较少，大多数时间与存储器进行交互，所以存储器，也就是内存，在体系结构中的地位十分重要。

为什么要有内存的存在？

从技术角度：输入设备和输出设备的运行速度远远低于cpu，如果没有内存，输入设备就只能直接向cpu写入信息，但写入的速度很慢，cpu处理数据的速度却很快，cpu处理完数据向输出设备输出，输出设备接收数据后将其输出的速度也是很慢的，这就造成了cpu有大段时间闲置，输入设备向cpu写了8h的数据，但cpu只1h就将数据处理完了，cpu在剩下的7h无事可做，这样就造成了时间的浪费。

而内存作为cpu和IO设备之间的缓冲设备，内存的速度快于IO设备，慢于cpu，因此，内存就像是一块很大的缓存，它的存在是为了适配外设和cpu速度不均的问题。并且，内存可以预装载数据，当cpu需要时直接将数据给cpu（预装载，局部性原理：当你打开一份文件时，操作系统大概率的认为你要读取该文件下的数据，因此会将这个文件的所有数据预装载到内存中，当你访问文件下的数据时，因为这些数据早就存储在了内存中，现在只需要内存将数据写入cpu，这样一来整个体系结构的速度就被提高了）。

从成本的角度：cpu有存储数据的寄存器，外设也可以将数据写入到寄存器中，但寄存器的价格昂贵，能存储的数据量小，虽然内存的速度低于寄存器，但内存的价格便宜，可以以较低的成本使用大容量的内存，内存的出现很好的解决了价格这一痛点，使得计算机更好的普及。

所以冯诺依曼体系可能不是速度最快的，但却是最适合大部分人，最容易普及的。

之前总听到一句话：所有程序要运行必须先加载到内存中，为什么？因为冯诺依曼体系结构决定，一个程序被保存在磁盘中，在这种情况下，磁盘作为输入设备不能和cpu进行交互，所以磁盘要先将该程序加载到内存中，通过内存间接的与cpu交互。

操作系统的管理

硬件是死的，硬件需要被正确的使用才能完成功能，在计算机中，硬件被操作系统使用

换言之，操作系统作为一款软件，是用来管理这些硬件的。这里需要解释一下管理：管理的本质是对数据的管理，比如校长对学生的管理，校长不对学生进行直接的管理，而是通过数据（考试成绩，绩点排名…）进行管理，对于需要调整的数据，将调整的任务下派给辅导员或者其他老师，借由他们的手对学生进行管理。操作系统也是如此，操作系统不与硬件直接交互，而是对这些硬件的数据进行管理，对于需要调整的数据就借由相应的驱动进行管理。

操作系统管理数据的方式就是：先描述对象的属性，再组织这些属性，一个程序运行起来后，操作系统根据程序的属性进行描述，假设这个程序被描述成一个节点，每个程序都被这样描述后，用链表或其他高效的数据结构将它们组织起来，对这些程序的管理就变成了对该数据结构的管理（增删查改）。

进程的理解

一个程序运行起来后就叫做进程，这句话似乎难以理解，更准确的说，程序运行后，被操作系统描述成一个数据结构，并且由于体系结构决定，程序的相关代码需要被加载到内存中，我们常说的进程就等于对应的数据结构 + 内存中的相关代码。

在Linux中，用task_struct描述一个程序运行后对应的数据结构（Linux底层是用c写的，c语言用struct描述一个复杂对象），在windows中则是用PCB (process ctrl block)描述程序运行后对应的数据结构。

系统调用接口

为了防止恶意或非恶意的对代码的破坏，操作系统不对外暴露自己的代码逻辑与数据结构，只对外提供接口，而Linux系统是由c语言写的，这些接口本质上是c语言函数，所以学习系统编程，其实是对系统调用接口的学习。

站在系统的角度上，平常编写的c/c++代码也调用了系统接口，比如printf，cout，代码在编译的最后与库进行链接，库里的函数实际上调用了系统的接口（因为你需要使用显示器这个硬件设备，需要经过操作系统）。除此之外还有Linux中的指令，shell外壳，也是对系统接口的调用。

当然，不同操作系统对外提供的接口是不同的，所以代码想要具有良好的跨平台性，就需要该语言兼容了多个操作系统，即同一个语言接口可以调用不同操作系统的接口。

进程的查看

这段代码将死循环执行一条打印语句，那么编译过后的代码形成了一个exe文件，该exe文件运行起来后，成为了一个进程，复制当前会话，在另一个窗口查看exe进程

用ps axj查看当前进程，ps(process status，进程状态)。在查询结果中使管道，用grep 'a.out’过滤出包含a.out的进程，grep -v grep，过滤掉含有grep的进程。

ps axj | head -1，输出ps axj文件的第一行，&&的意思是前面的指令执行完执行后面的指令

根目录下的proc里存储了当前进程的详细信息。


通过进程的pid查看进程的详细信息，其中cwd指的是当前工作路径，也就是所谓“当前路径”，如果程序默认生成了文件，将放到这个路径下。

该进程每次被分配的pid都不同，但父进程的pid都是31686，这是因为在命令行上运行的所有程序都是bash进程的子进程。

fork

使用fork函数创建子进程

fork通过复制当前进程，创建子进程

运行上面的代码，同一条printf语句却打印出了两行不同的内容，为何？

同样的，一段代码即走了if还走了else

fork后的代码为什么会被执行两次？

fork函数为当前进程创建一个子进程，子进程与父进程共享代码，所以两个进程都会执行fork之后的代码，这就是printf为什么被打印两次。调用fork后，父子进程的返回值不同，父进程的fork返回子进程的pid，子进程的fork返回0，可以根据不同的返回值进行if，else的判断，使父子进程执行不同的代码块。

fork函数是怎样返回两个值的？

上面说了fork后的代码被执行了两次，fork本质是一个函数，函数的最后一定有个return语句，当函数要执行return语句时，说明函数的功能已经完成，准备返回了。而fork函数的主要功能是：1.创建子进程，生成对应的task_struct。2.将task_struct放入cpu的运行队列中。 父进程执行fork函数时，在fork返回之前已经生成了子进程，由于父子进程共享代码，所以fork函数的return语句一定会被子进程执行，fork函数的return被两个进程分别执行了一次。

fork为什么给子进程返回0，父进程返回非0？

子进程的父进程唯一，所以子进程不用特别标识出父进程，返回0是用来标识子进程创建成功的，但父进程的子进程不唯一，一个父进程可能有n个子进程，给父进程返回子进程的pid是为了让父进程知道自己有这个子进程。

进程状态

运行态：
系统为需要运行的进程创建了一个运行队列，运行态不是指进程被cpu运行，而是指进程被放到运行队列中，表示该进程随时准备被运行
终止态：
终止态也不是指进程被释放，而是进程执行完，可能还在运行队列中，只是永远不被运行了，随时可能被释放

进程被执行完成，为什么不立即释放，而要维护一个终止态？

操作系统可能忙于其他进程的执行，释放进程需要消耗资源与时间，所以等待其他更重要的进程执行完，再来释放。

阻塞态：
当一个进程将要被执行时，对应的task_struct被放到runqueue运行队列中。但进程除了需要访问cpu，可能还要访问一些外设，如显卡，声卡，磁盘，这些外设的速度很慢，如果要访问的外设被其他进程占用，该进程就需要等待外设资源，此时进程的task_struct从cpu的runqueue被放到对应外设的waitqueue上，进程被放到外设的等待队列后的状态被称为阻塞态
挂起态：
当内存不足时，runqueue不能再添加task_struct，这时操作系统会进行辗转腾挪的操作，将短时间内不会被执行的进程置换到磁盘中的swap分区，这时的进程状态叫做挂起态，当内存空闲时再置换回来。所以当计算机内存不足时，往往伴随着磁盘的高频访问。

Linux进程具体的状态

R，S，D

// Linux中的7种进程状态
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 */
};

这段代码死循环的执行打印，通过查询，代码的进程状态为S+状态
S状态为Linux中的浅休眠状态，即可以被唤醒也可以被杀死，S对应着阻塞态。由于sleep的缘故，该进程在显示器的等待队列中阻塞，直到sleep完成再运行，如果将代码中的sleep去掉


查询该进程状态，结果还是S状态，即阻塞态，原因 是cpu执行该进程的速度远大于显示器的打印速度，以至于该进程依然在等待显示器，等待其完成前面的打印。

去掉代码中的打印，进程会一直保持运行态，对应Linux中的R状态

如果进程等待的资源是磁盘，那么该进程就会处于D状态，D状态也是一种阻塞状态。

为什么有了S状态还要有D状态？
一个进程向磁盘读写数据，需要磁盘的反馈，即告知是否操作成功，若不告知可能导致数据丢失：当磁盘执行进程的指令时，若进程处于S状态，阻塞在等待队列中，在内存压力过大时，操作系统会终止用户进程，终止的进程可能就是这个在等待磁盘读写完成的进程（除了操作系统，该进程还有可能被手动杀死），而磁盘写入完成后，发现该进程被终止，用户也就无法知道是否读取成功。所以D状态被设计出来，用来表示深度睡眠，操作系统无法杀死或唤醒，直到磁盘读写完成，该进程自动唤醒。

Z，X

X状态：进程执行完成，随时准备被释放，即终止态
Z状态：是Linux中独有的状态。当Linux的一个进程退出时，该进程不会直接进入X状态，而是进入僵尸态Z，为何？操作系统中每一个进程都有一个父进程，子进程的完成情况是怎样的，需要告知父进程，根据情况操作系统再进行相关的调整。所以一个进程执行完，要进入Z状态，维护该进程的信息，让父进程读取

可以模拟出一个僵尸进程，使用fork函数，用if判断将子进程退出，父进程什么都不做，这时子进程的状态就是Z



如果一直没人回收僵尸进程，那么该进程会一直占用系统资源，从而导致内容泄漏，所以在编程时，需要特别注意子进程的情况，防止出现僵尸状态。

（状态后跟+，表示这是一个前台进程，可以用ctrl+c停止，后台进程只能用kill -9 xxx杀死，xxx是pid）

孤儿进程

如果子进程的父进程退出了，那么这个子进程就成了孤儿进程，孤儿进程将由操作系统也就是1号进程领养


孤儿进程不能用ctrl+c终止，只能用kill指令，kill -9 pid杀死进程

T，t

两个t都是进程的暂停状态，t是进程被调试时的状态。

总结

操作系统的抽象状态概念与linux的具体状态对比

运行态 – R
终止态 – X
挂起态 – S，D，T，t
阻塞态 – S，D

进程优先级

进程优先级是什么？ 与权限对比，权限是指一个进程能不能访问某个资源，而优先级是指进程能访问某个资源，只是访问的先后顺序不同。为什么要有优先级？ 计算机资源是有限的，而进程总是有很多的，系统对于资源的分配不能面面俱到，需要给重要的进程更多资源，相对不重要的进程更少资源

怎样修改优先级？

ps -al指令可以查看进程的详细信息，PRI是优先级priority的缩写，NI是nice的缩写，进程的优先级PRI = 80 + NI，NI的取值范围在[-20,19]。

1.敲sudo top
2.敲r
3.输入要设置优先级的进程pid
4.设置nice值，回车

进程其他概念

竞争性：cpu资源有限，但进程数量很多，每个进程为完成任务，需要竞争cpu资源，于是有了优先级来确定进程使用资源的先后顺序
独立性：每个进程相互独立，一个进程挂掉不会影响另一个进程，多个进程运行期间互不干扰
并发：多个进程在一个cpu下采用进程切换的方式，一段时间内，每个进程都被执行过，称为并发
并行：多个进程在多个cpu下运行，称为并行

当一台电脑有两个cpu，同一时间内可能有两个进程同时在跑，但单cpu的电脑，打开任务管理器，可以看到有多个进程在跑，这是为什么？明明cpu在同一时间内只能运行一个进程。

一个进程占用cpu资源，该进程不可能一直占用cpu资源直到运行完成，操作系统有一个时间片的概念，每一个进程的调度周期被称为时间片，调度周期结束后，cpu就去调用其他进程，所以在一段时间内多个进程都会被执行，由于时间片很短，给我们的感觉就是多个进程同时在跑。

进程抢占

如果现在有一个优先级较高的进程需要被执行，cpu在执行的进程的优先级小于该进程，这时cpu会终止正在执行的进程，执行优先级较高的进程，这样的现象叫做进程抢占。

前面说cpu执行进程的方式是切换式执行的，但cpu执行一个进程必定产生大量的临时数据保存在cpu的寄存器中（这些临时数据被称作上下文数据），当上一个进程被剥离时，这些数据要去哪？首先cpu寄存器的资源很少，前一个进程的上下文数据不可能保存在寄存器中，所以数据会被保存到进程控制块PCB中，也就是内存中，下次执行该进程时再读取恢复这些数据。

进程地址空间

一个程序跑起来后，需要一块空间存储数据，这块空间叫做程序地址空间，从下到上分别为代码区，初始化数据区，未初始化数据区，堆区，栈区，命令行参数环境变量区。

利用代码验证地址区域

验证堆区和栈区的增长方向

通过打印的地址我们可以看到堆区向高地址增长，栈区向低地址增长。所以在栈区先定义的变量地址高，在堆区先定义的变量地址低。

并且堆区和栈区有非常大的地址镂空，这也侧面说明了堆区向上增长，栈区向下增长，中间的镂空是一块存储空间。

mm_struct

用fork创建子进程，创建子进程之前已经创建了全局变量g_val，循环输出两个进程的pid，g_val的值以及地址。在5秒后将子进程的g_val值修改，通过打印结果可以看到，两个进程的g_val地址都是相同的，但是在子进程修改g_val的值后，父进程g_val的值却没有改变，而且两个进程g_val的地址却是相同的。

可以证明，这两个进程没有使用同一块内存空间，而是两块分别独立的存储空间，如果两个进程使用相同的内存空间，怎么解释相同的地址，子进程读取时是400，父进程读取时是100？所以每一个进程都有一块自己的进程地址空间。

之前说过一个可执行程序被加载到内存后创建了task_struct，形成了进程，task_struct中有一个结构——mm_struct，虚拟地址空间被存储到结构体mm_struct中，虚拟地址空间就是刚刚说的栈区，堆区，代码区那块空间。mm_struct存储了将虚拟地址映射到真实地址的页表，进程可以通过页表访问真实的物理空间。

怎么理解一块数据区的属性为只读

存储器是一种硬件，硬件没有能力规定你是否能访问它，所以你对硬件的读或写操作都是允许的，但如果一块硬件是只读的，那么硬件中已经存在的数据是怎么被写入的？ 实际的情况是：操作系统在你和硬件中加了一层软件层，访问硬件必须经过这层软件层，只读数据区由这层软件层管理，当你想往只读数据区写入数据时，被这层软件层拦截，你就无法访问只读数据区。

这层软件层可以理解为进程地址空间，进程地址空间也叫作虚拟地址空间，虚拟地址空间中的只读数据区对应着物理内存中的一块区域，当你想写入只读数据区时，页表中可能没有该虚拟地址与物理地址的映射，或者页表中没有这个地址，访问该地址是非法的，系统通过页表的映射关系拦截写入只读数据区的操作，同理，野指针越界的检查也是通过这种方式。

再看最开始的问题，父进程创建子进程时，子进程与父进程共享代码与数据，所以两个进程的g_val的地址是相同的，但这个相同指的是虚拟地址相同，两个进程相同的虚拟地址实际指向物理内存的不同空间，所以修改了子进程的g_val值，只是通过页表找到虚拟地址映射的物理地址，将该物理地址上的数据修改，而父进程的g_val的物理地址上的数据并没有修改。

程序是怎么变成进程的（进程是如何创建的）？

首先明白两点：1.代码被编译为可执行程序后（此时存储在磁盘中），已经有了虚拟地址。2.并且划分好了虚拟空间的区域

当程序要运行时，操作系统将代码与数据从磁盘加载到真实的物理内存中，并且建立相应的task_struct，task_struct中保存了页表。然后cpu执行内存中的代码，当要调用函数，或者读取变量的数据时，操作系统拿到的只是程序编译后形成的虚拟地址，所以cpu要到该进程的页表中通过拿到的虚拟地址查找真实地址，再到内存中查找真实地址继续执行代码。

所以cpu执行代码并不是直接通过真实地址，而是通过虚拟地址在页表中查找真实地址执行代码。就像学生的座号，座号只是虚拟的，学生的位置会发生改变，老师并不是通过教室的位置来识别学生，而是通过座号识别学生。学生就是进程，座号就是进程的虚拟地址，而学生的位置就是进程的真实地址。

fork为什么能返回两个值？

pid_t id = fork()

子进程和父进程共享代码，以上面那段代码为例，父进程执行fork函数时生成了子进程，父子进程的页表相同，也就是说在父子进程的页表中，id变量的虚拟地址映射了同一块物理内存。当子进程执行fork函数，fork最后执行return函数，id作为接收返回值的对象，要被fork函数的返回值修改，而父子进程的id存储在同一块内存空间，根据进程的独立性，子进程数据的修改不能影响父进程，所以这时会发生一个写时拷贝，哪个进程先调用fork的return，就更新哪个进程的页表，将id的虚拟地址映射到另一块物理内存中，再接受函数的返回值。所以，通过页表，父子进程的数据实现了分离，而两个地址一样的变量，却有不同的值，本质上是虚拟地址一样，物理地址不一样。

fork生成的子进程是否继承了父进程的所有代码？还是只继承了父进程fork之后的代码？虽然fork只执行父进程fork之后的代码，但子进程却继承了父进程的所有代码，子进程拷贝父进程中的pc（程序计数器，保存下一条要执行的指令），子进程根据pc执行代码，所以子进程只会执行fork之后的代码

有了虚拟地址空间的概念，可以更好的理解fork之后操作系统做了什么，操作系统生成了一个新的进程：创建了task_struct，mm_struct以及页表，由于进程具有独立性，子进程和父进程共享同一张页表，但数据以写时拷贝的方式进行修改，即其中一个进程的数据修改，其页表也要修改，不再指向和另一进程相同的地址空间。

为什么不能在创建子进程时将空间分离？

1.子进程不一定要进行空间的修改
2.每次fork都进行空间的分配，时间和内存的消耗高
3.只拷贝要被修改的数据是最理想的情况，但实现的难度高

写时拷贝变相的提高了内存的使用率。采用延时拷贝的策略，在需要修改数据时才分配空间给进程，虽然拷贝的成本依旧存在，但在修改这些数据之前，内存可以被其他进程使用，保证了内存的高效利用。

虚拟地址空间的意义

1.保证系统的安全性，比如代码中出现了野指针访问，并且这个访问将其他进程的数据修改了，这是一种极其危险的操作。而有了虚拟地址空间，操作系统就能查找该地址映射的真实物理地址，如果该地址没有映射物理地址，操作系统可以直接将野指针访问的操作拦截。在一定程度上保护了内存

2.更好地进行进程的管理。进程的页表中有许多区域：代码区，已初始化全局数据区，未初始化全局数据区…其中的堆区是动态管理的。比如你的程序需要100字节的内存，编译完代码后，操作系统不会直接将这100字节的内存给你，因为无法确定该程序会在什么时候被调用，直接给100字节内存很有可能造成空间的浪费，mm_struct中保存了每块区域的虚拟地址，（以[start,end]这样的区间保存），申请100字节的空间时，只需要对堆区的end+=100，操作系统才不会管你是否申请了内存，只会生成页表，当进程被调用时让这100字节虚拟空间映射到真实物理地址中。所以虚拟地址空间将进程与真实物理地址解耦，通过页表的映射，使进程的内存分配变得简单。

3.简化了进程本身的设计。虚拟地址空间使得每一个进程以统一的方式看待内存，这使得编译的工作变得简单，因为虚拟地址空间的每个区域都是固定的，边界明确的，局部变量存储在一块空间，正文代码存储在一块空间…操作系统只需要根据页表的映射执行代码。如果没有虚拟地址空间，数据的存储将杂乱无章，编译的工作将会变得十分困难