冯诺依曼体系结构（从硬件的角度描述）

.冯诺依曼体系结构中的存储器指的是内存

外设：简单理解为除了内存和CPU,其他全是外设
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…

磁盘驱动器既能将存储在磁盘上的信息读进内存中，又能将内存中的信息写到磁盘上。因此，就认为它既是输入设备，又是输出设备

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

CPU在读取和写入的时候，在数据层面，只和内存打交道，不和外设直接沟通，这样有利于提高整个计算机的运行效率

磁盘上的文件程序想要运行，必须要加载到内存里面，因为CPU只能从内存中访问你写的数据和代码，我们平常所进行的编程其实就是在为CPU准备数据和代码，等CPU过来读取这些代码并执行他，这些都是冯诺依曼体系结构所决定的

冯诺依曼体系结构（从软件的角度描述）

已发送qq信息为例，不考虑网络

各自都打开了QQ程序，并将QQ这个程序加载到了内存里面，CPU会执行QQ程序的代码，消息数据会由输入设备键盘加载到内存中的QQ程序里，CPU对这些消息做出处理，将处理后的结果返回给内存，这些消息会从内存进一步加载到外部设备网卡和显示器等
,笔记本B的网卡会接收这些消息，并将这些消息加载到他的内存中的QQ程序，然后CPU做出信息的分析将结果返回到内存里面，最后这些处理过后的信息会进一步加载到我朋友笔记本上的显示器中，这样就完成了信息的发送和接收等。

操作系统（软件）

操作系统是一个进行软硬件资源管理的软件

操作系统包括进程管理，内存管理，文件系统，驱动管理，这些都是操作系统对于软件的管理，除了管理这些，操作系统还承担管理冯诺依曼硬件体系结构。

为什么操作系统要进行管理呢？
操作系统可以通过合理的对于软硬件资源管理（手段），来为用户提供良好的（稳定的、安全的、高效的）执行环境

操作系统里面，里面会有各种数据。可是，操作系统不相信任何用户!
操作系统为了保证自己数据安全，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。来获取操作系统内部的数据

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

理解管理

管理者和被管理者是不需要见面的

管理者在不见被管理者的情况下，如何做好的管理呢？
只要能够得到管理信息，就可以在未来进行管理决策
管理的本质:是通过对数据的管理，达到对人的管理

管理者和被管理者面都不见，如何拿到对应的数据？
通过执行者

在操作系统中，管理任何对象，最终都可以转化成为对某种数据结构的增删查改

系统调用和库函数

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，叫做系统调用接口。

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，开发者对部分系统调用进行封装，从而形成库，有了库，就利于上层用户或者开发者进行二次开发，C/C++库其实就是系统调用接口封装得来的，所以系统调用和库函数是上下层 和被调用之间的关系

进程

一个已经加载到内存中的程序，叫做进程（任务）
正在运行的程序，叫做进程

操作系统必须的将进程管理起来
如何管理进程？
任何一个进程，在加载到内存的时候,形成真正的进程时，操作系统要先创建描述进程的结构体对象——PCB(process control block)

管理的逻辑是先描述，再组织。在Linux中，操作系统会通过task_struct结构体，将每一个进程的所有属性抽象化描述起来，Linux操作系统再通过双向循环链表的数据结构将数量庞大的进程进行组织，这样，管理进程就变成了对进程所对应的PCB进行相关的管理

进程 = 内核PCB数据结构对象（描述该进程所有的属性值）+ 你自己的代码和数据
你自己的代码和数据就是在磁盘中形成的可执行程序

查看进程的两种方式

ps指令

[cxq@VM-4-10-centos lesson10]$ ps ajx | head -1 && ps ajx | grep myprocess
 PPID   PID  PGID   SID TTY      TPGID STAT   UID   TIME COMMAND
17234 17444 17444 17234 pts/1    17444 S+    1002   0:00 ./myprocess
15982 19707 19706 15982 pts/0    19706 S+    1002   0:00 grep --color=auto myproces

ppid 父进程id，pid是进程id，pgid是进程组id，sid会话id，TTY终端，STAT状态，uid用户id，COMMAND代表哪个进程

ls指令
根目录下的proc目录来查看进程，进程也可以被当作一个目录，Linux下一切皆文件

[cxq@VM-4-10-centos lesson10]$ ls /proc
1      14855  21151  273    49    8            ioports       sched_debug
10     15904  21295  28     50    9            irq           schedstat
1009   15980  21506  29     51    acpi         kallsyms      scsi
102    15982  22     293    52    buddyinfo    kcore         self
1074   16     22719  294    527   bus          keys          slabinfo
1076   16348  23     301    587   cgroups      key-users     softirqs
1077   16357  23018  31796  589   cmdline      kmsg          stat
11     16358  24     36     6     consoles     kpagecount    swaps
12     17229  2482   37     607   cpuinfo      kpageflags    sys
1244   17232  2491   38     608   crypto       loadavg       sysrq-trigger
1257   17234  25     389    613   devices      locks         sysvipc
12575  1734   256    39     619   diskstats    mdstat        timer_list
1259   17444  2563   4      620   dma          meminfo       timer_stats
1267   18     26     413    621   driver       misc          tty
1268   18323  264    414    622   execdomains  modules       uptime
13     19     265    4282   623   fb           mounts        version
13349  2      267    4669   624   filesystems  mtrr          vmallocinfo
14     20     268    4676   65    fs           net           vmstat
14377  201    269    47     7     interrupts   pagetypeinfo  xpmem
14735  21     27     4752   7000  iomem        partitions    zoneinfo

查看进程17444

[cxq@VM-4-10-centos lesson10]$ ls /proc/17444 -dl
dr-xr-xr-x 9 cxq cxq 0 Nov  6 14:21 /proc/17444
[cxq@VM-4-10-centos lesson10]$ ls /proc/17444
attr             cwd       map_files   oom_adj        schedstat  task
autogroup        environ   maps        oom_score      sessionid  timers
auxv             exe       mem         oom_score_adj  setgroups  uid_map
cgroup           fd        mountinfo   pagemap        smaps      wchan
clear_refs       fdinfo    mounts      patch_state    stack
cmdline          gid_map   mountstats  personality    stat
comm             io        net         projid_map     statm
coredump_filter  limits    ns          root           status
cpuset           loginuid  numa_maps   sched          syscall

查看进程26670

[cxq@VM-4-10-centos lesson10]$ ls /proc/26670 -l
total 0
dr-xr-xr-x 2 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 attr
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 autogroup
-r-------- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 auxv
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 cgroup
--w------- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 clear_refs
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:54 cmdline
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 comm
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 coredump_filter
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 cpuset
lrwxrwxrwx 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:54 cwd -> /home/cxq/108/lesson10
-r-------- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:54 environ
lrwxrwxrwx 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:54 exe -> /home/cxq/108/lesson10/myprocess
dr-x------ 2 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 fd
dr-x------ 2 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 fdinfo
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 gid_map
-r-------- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 io
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 limits
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 loginuid
dr-x------ 2 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 map_files
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 maps
-rw------- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 mem
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 mountinfo
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 mounts
-r-------- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 mountstats
dr-xr-xr-x 5 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 net
dr-x--x--x 2 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 ns
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 numa_maps
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 oom_adj
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 oom_score
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 oom_score_adj
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 pagemap
-r-------- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 patch_state
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 personality
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 projid_map
lrwxrwxrwx 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:54 root -> /
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 sched
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 schedstat
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 sessionid
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 setgroups
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 smaps
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 stack
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 stat
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 statm
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 status
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 syscall
dr-xr-xr-x 3 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 task
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 timers
-rw-r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 uid_map
-r--r--r-- 1 cxq cxq 0 Nov  6 14:55 wchan

对cwd的理解

[cxq@VM-4-10-centos lesson10]$ ll
total 20
-rw-rw-r-- 1 cxq cxq    0 Nov  6 15:02 log.txt
-rw-rw-r-- 1 cxq cxq   75 Nov  3 14:10 Makefile
-rwxrwxr-x 1 cxq cxq 8464 Nov  6 15:02 myprocess
-rw-rw-r-- 1 cxq cxq  157 Nov  6 15:02 myprocess.c

进程在启动时有自己的工作目录，在调fopen时，默认将cwd这个路径拼接到log.txt前面，所以最终创建的文件就在当前进程所在的目录

** kill命令**

[cxq@VM-4-10-centos lesson11]$ ps ajx | head -1 &&  ps ajx | grep proc | grep -v grep
 PPID   PID  PGID   SID TTY      TPGID STAT   UID   TIME COMMAND
10576 15817 15817 10576 pts/1    15817 S+    1002   0:00 ./proc
[cxq@VM-4-10-centos lesson11]$ kill -9 15817

通过系统调用获取进程的PID和PPID

使用系统调用函数，getpid和getppid即可分别获取进程的PID和PPID。

关于bash： 每次登录xshell 时，系统会为我们单独创建一个bash进程 ，我们在命令行中输入的指令都是bash进程的子进程 ，这些指令的父进程就是bash， bash进程只负责命令行的解释 ，具体出问题，只会影响bash的子进程，并不会影响bash，这也解释了为什么父进程一直不变的原因

通过系统调用创建进程- fork

fork功能是创建一个子进程

根据上述代码得出三个问题
1、为什么需要创建子进程

为了让父和子执行不同的事情，需要想办法让父和子执行不同的代码块

2、为什么fork要给子进程返回0，给父进程返回子进程pid?
代码是不能被修改的，能修改的是数据
fork之后，父子代码共享(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) ，
代码不会被修改，可以让父进程和子进程共享同一份数据，这样父进程是不会影响到子进程的。

数据可能被修改，当子进程需要访问父进程的某一部分数据，操作系统识别到子进程会对这部分数据进行修改，操作系统会在内存中重新开辟一块空间，将父进程的需要修改的数据拷贝到新开辟的空间中 ，让子进程对该空间进行修改 ，这样就不会影响父进程的数据 ，这种操作是数据层面的写时拷贝

父进程返回子进程pid, 为了明确父进程控制哪一个子进程（取决于pid）
子进程只需要调用getpid() ，能直接获取进程的pid,返回值为0标识成功即可

3、一个函数是如何做到返回两次的?

fork在执行的时候经历了
1、创建子进程PCB
2、填充PCB对应的内容
3、让子进程和父进程指向同样的代码
4父子进程都是有独立的task_struct,可以被CPU调度运行了

通过观察上述代码 ，id变量是父进程的数据 ， 当fork函数内部执行完毕，父子进程分别被调度， return两次 ， 父子进程创建时 ，代码是共享的 ，所以return也是共享的， 父进程return 写入 ， 子进程return写入，此时子进程发生了写时拷贝，操作系统对同一份id变量拷贝了两份 ，所以看到的id值就会有两个

4、一个变量怎么会有不同的内容?
任何平台，进程在运行的时候，是具有独立性的

5、如果父子进程被创建好，fork执行后，谁先运行？

由调度器决定，是不确定的

Linux进程状态

运行、阻塞、挂起状态

一个CPU匹配一个运行队列

让进程入队列，等待CPU资源。本质：将该进程的task_struct结构体对象放入CPU的运行队列struct runqueue中。操作系统操作的不是加载到内存中的程序，操作的是进程对应的PCB（进程控制块，内核数据结构）

运行状态-R（running）

一个进程处于运行状态，表明一个进程要么在运行中，要么在运行队列里。也就是说，可以同时存在多个R状态的进程

所有处于运行状态，即可被调度的进程，都被放到运行队列当中，当操作系统需要切换进程运行时，就直接在运行队列中选取进程运行

一个进程只要把自己放到CPU上开始运行了，并不是一直要执行完毕，才把自己放下来

每一个进程都有一个时间片的概念,一个进程在cpu上待的最多的时间

浅度睡眠状态-S （sleeping）

一个进程处于浅度睡眠状态（sleeping），意味着该进程正在等待某件事情的完成，处于浅度睡眠状态的进程随时可以被唤醒，也可以被杀掉（这里的睡眠有时候也可叫做可中断睡眠（interruptible sleep））

[cxq@VM-4-10-centos lesson12]$ ps aux | head -1 && ps aux |grep proc | grep -v grep

处于浅度睡眠状态的进程是可以被杀掉的，我们可以使用kill命令将该进程杀掉

深度睡眠状态-D

一个进程处于深度睡眠状态（disk sleep），表示该进程不会被杀掉，即便是操作系统也不行，只有该进程自动唤醒才可以恢复。该状态有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptible sleep），处于这个状态的进程通常会等待IO的结束。

例如，某一进程要求对磁盘进行写入操作，那么在磁盘进行写入期间，该进程就处于深度睡眠状态，是不会被杀掉的，因为该进程需要等待磁盘的回复（是否写入成功）以做出相应的应答。（磁盘休眠状态）

暂停状态-T

阻塞状态

如果一个进程需要scanf读取键盘的数据 ，但是键盘没有输入，此时该进程需要去各自设备的等待队列里等待，我们在等待特定设备的这种进程，称该进程处于阻塞状态

该进程位于等待队列中 ，我们把这种状态叫做阻塞状态

挂起状态

以阻塞状态为例 ：

当操作系统内部的内存资源严重不足时，
将位于阻塞状态的进程的PCB保留 ，把对应的代码和数据交换到外设中（换出），例如磁盘中，相当于一个进程只有PCB在排队，当下次资源就绪了，把该进程放入运行队列中，此时再将代码和数据重新换入（换入）

当一个进程的代码和数据被换出了，代码和数据并没有在内存中，我们将该进程称为挂起状态

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