C++linux高并发服务器项目实践 day5

程序和进程
- 单道、多道程序设计
- 时间片
- 并行和并发
- 进程控制块（PCB）
进程状态转换
- 进程的状态
- 进程相关命令
- 进程号和相关函数
进程创建
- 父子进程的关系
- GDB多进程调试

程序和进程

程序是包含一系列信息的文件，这些信息描述了如何在运行时创建一个进程：
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程序是文件，只占用硬盘的大小；进程会占用cpu和内存资源

进程是正在运行的程序的实例。是一个具有一定独立功能的程序关于某个数据集合的一次运行活动。他是操作系统动态执行的基本单元，在传统的操作系统中，进程既是基本的分配单元，也是基本的执行单元

可以用一个程序来创建多个进程，进程是由内核定义的抽象实体，并为该实体分配用以执行程序的各项系统资源。从内核的角度看，进程由用户内存空间和一系列内核数据结构组成，其中用户内存空间包含了程序代码及代码所使用的变量，而内核数据结构则用于维护进程状态信息。记录在内核数据结构中的信息包括许多与进程相关的标识号（IDs）、虚拟内存表、打开文件的描述符表、信号传递及处理的有关信息、进程资源使用及限制、当前工作目录和大量的其他信息

单道、多道程序设计

单道程序，即在计算机内存中只允许一个的程序运行
多道程序设计技术是在计算机内存中同时存放几道相互独立的程序，使他们在管理程序控制下，相互穿插运行，两个或两个以上程序在计算机系统中同处于开始到结束之间的状态，这些程序共享计算机系统资源。引入多道程序设计技术的根本目的是为了提高CPU的利用率
对于一个单CPU系统来说，程序同时处于运行状态只是一种宏观上的概念，他们虽然都已经开始运行，但就微观而言，任意时刻，CPU上运行的程序只有一个
在多道程序设计模型中，多个进程轮流使用CPU。而当下常见CPU为纳秒级，1秒可以执行大约10亿条指令。由于人眼的反应速度是毫秒级，所以看似同时在运行。

时间片

时间片（timeslice）又称为“量子”（quantum）或“处理器片”（processor slice）是操作系统分配给每个正在运行的进程微观上的一段CPU时间。事实上，虽然一台计算机通常可能有多个CPU，但是同一个CPU永远不可能真正地同时运行多个任务，在只考虑一个CPU的情况下，这些进程“看起来像”同时运行的，实则是轮番穿插地运行，由于时间片通常很短（在Linxu上为5ms~800ms），用户不会感觉到

时间片由操作系统内核的调度程序分配给每个进程。首先，内核会给每个进程分配相等的初始时间片，然后每个进程轮番地执行相应的时间，当所有进程都处于时间片耗尽的状态时，内核会重新为每个进程计算并分配时间片，如此往复

Liunx内核的三种主要调度策略：

SCHED_OTHER 分时调度策略
SCHED_FIFO 实时调度策略，先到先服务
SCHED_RR 实时调度策略，时间片轮转

Liunx中进程的调度算法

调度类	名称	优先级
stop_sched_class	停止类	-
rt_sched_class	实时类	0-99
fair_sched_class	完全公平调度类	100-139
idle_sched_class	空闲类	-

并行和并发

并行：指在同一时刻，有多条指令在多个处理器上同时执行
并发：指在同一时刻只能有一条指令执行，但多个进程指令被快速的轮换执行，使得在宏观上具有多个进程同时执行的效果，但在微观上并不是同时执行的，只是把时间分成若干端，使多个进程快速交替的执行

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进程控制块（PCB）

为了管理进程，内核必须对每个进程所做的事情进行清楚的描述。内核为每个进程分配一个PCB进程控制块，维护进程相关的信息，Liunx内核的进程控制块是task_struct结构体
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ulimit -a

上述命令可以查看当前系统使用的资源的上限

进程状态转换

进程的状态

进程状态反映进程执行过程的变化。这些状态随着进程的执行和外界条件的变化而转换。在三态模型中，进程状态分为三个基本状态，即就绪态，运行态，阻塞态。在五态模型中，进程分为新建态、就绪态、运行态、阻塞态、终止态

运行态：进程占有处理器正在运行
就绪态：进程具备运行条件，等待系统分配处理器以便运行。当进程已分配到除CPU以外的所有必要资源后，只要再获得CPU，便可立即执行。在一个系统中处于就绪状态的进程可能有多个，通常将它们排成一个队列，称为就绪队列
阻塞态：又称为等待态或睡眠态，指进程不具备运行条件，正在等待某个事件的完成

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新建态：进程刚被创建时的状态，尚未进入就绪队列
终止态：进程完成任务到达正常结束点，或出现无法克服的错误而异常终止，或被操作系统及有终止权的进程所终止时所处的状态。进入终止态的进程以后不再执行，但依然保留在操作系统中等待善后。一旦其他进程完成了对终止态进程的信息抽取之后，操作系统将删除该进程

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进程相关命令

查看进程
- ps aux / ajx
- a: 显示终端上的所有进程，包括其他用户的进程
- u：显示进程的详细信息
- x：显示没有控制终端的进程
- j：列出与作业控制相关的信息

ps aux

生成出来的是系统进程的快照，并不能实时显示
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%MEN代表内存占用比
VEZ代表进程虚拟大小
RSS代表页面文件占用

tty

上述命令可以查看当前进程对应的终端

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ps ajx

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PPID代表父进程，PID为本进程，PGID为组进程，SID为会话

实时显示进程动态
top
可以在使用top命令时加上-d来指定显示信息更新的时间间隔，在top命令执行后，可以按以下按键对现实的结果进行排序
- M 根据内存使用量排序
- P 根据CPU占有率排序
- T 根据进程运行时间长短排序
- U 根据用户名来筛选进程
- K 输入指定的PID杀死进程

kill PID

输入对应的PID就可以杀死对应的进程，但是不能杀死自己的进程
若想要杀死自己的进程，需要添加上参数-9

kill -9 PID

更多的参数可以输入下面的代码来查看

kill -l

也能根据进程名称来杀死进程

killall name

进程号和相关函数

每个进程都由进程号来标识，其类型为pid_t(整型)，进程号的范围：0~32767 。进程号总是唯一的，但可以重用。当一个进程终止后，其进程号就可以再次使用
任何进程（除init进程）都是由另一个进程创建，该进程称为被创建进程的父进程，对应的进程号称为父进程号(PPID)
进程号是一个或多个进程的集合。他们之间相互关联，进程组可以接收同一终端的各种信号，关联的进程有一个进程组好(PGID)。默认情况下，当前的进程号会当做当前的进程组号

进程号和进程组相关函数：

pid_t getpid(void);
pid_t getppid(void);
pid_t getpgid(pid_t pid);

进程创建

系统允许一个进程创建新进程，新进程即为子进程，子进程还可以创建新的子进程，形成进程树结构模型

#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
作用：用于创建子进程
返回值:如果成功，在父进程中返回子进程的PID，在子进程中返回0，如果失败，在父进程中返回-1，子进程不会被创建

如何区分父进程和子进程：通过fork的返回值

失败的两个主要原因:

当前系统的进程数已经达到了系统规定的上限，这时errno的值被设置为EAGAIN
系统内存不足，这时errno的值被设置为ENOMEN

    #include <sys/types.h>
    #include <unistd.h>
    #include <stdio.h>

int main(){

    //创建子进程
    pid_t pid = fork();

    //判断是父进程还是子进程
    if(pid > 0){
        printf("pid : %d\n",pid);
        //如果大于0，返回的是创建的子进程的进程号
        printf("i am parent process,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
    }else if(pid == 0){
        //当前是子进程
        printf("i am child process ,pid: %d,ppid :%d\n",getpid(),getppid());
    }

    //for循环
    for(int i = 0;i < 5;i++){
        printf("i:%d\n",i);
        sleep(1);
    }

    return 0;
}

fork()以后，子进程的用户数据和父进程一样。
内核区也会拷贝过来，但是PID不一样
栈空间里，父进程返回的是子进程的PID，子进程返回0，所以在下面的if才会进入不同的代码块
若在if前声明一个变量num，然后在if里面各自做不同的操作
虽然初始值相同，但是因为不同的操作，父子进程里的num后续并不会相同，且互不相干
Linux的fork（）使用的是通过写实拷贝实现。写时拷贝是一种可以推迟甚至避免拷贝数据的技术。内核此时并不赋值整个进程的地址空间，而是让父子进程共享同一个地址空间。只用在需要写入的时候才会复制地址空间，从而使各个进行拥有各自的地址空间。也就是说，资源的复制是在需要写入的时候才会进行，在此之前，只有以只读方式共享。

注意：fork之后父子进程共享文件，fork产生的子进程与父进程相同的文件的文件描述符指向相同的文件表，引用计数增加