1.冯诺依曼体系结构

计算器、笔记本、服务器大都遵循冯诺依曼体系结构。
结构如下图所示：

硬件[2~5]

2.为什么要有内存？

• 外设：速度相对慢，价格相对较低（输入输出设备都属于外设）
• 内存：速度相对快，价格相对较高，数据掉电易失
• CPU：速度最快，价格高

1.那么是否可以不通过存储器，直接使用输入设备将数据传给CPU，再由CPU处理后传给输出设备呢？
——可以。
2.那么为什么不这么做呢？
——因为外设的速度相对于CPU太慢了，整体的效率就会以外设为主，所以引入了内存来缓解效率下降的问题。
3.内存是如何缓解效率下降问题的？
——运行速度：外设<内存<CPU；而内存可以临时存储数据，当CPU处理一项任务A的时候，可以预先将另一项任务B的数据存储在内存中，等待CPU处理完任务A以后，直接从内存读取任务B的数据来执行，即预加载。所以整体的效率就以内存为主，从而提高了运行效率。

总结：
内存是为了适配外设与CPU的速度。
在数据层面：CPU一般不与外设直接沟通，而是直接与内存沟通。

3.为什么不用CPU中的寄存器做存储单元？

虽然速度快，但是价格过高。

4.为什么我们的程序必须先被加载到内存中？

可执行程序是一个文件，存储在磁盘上，而磁盘属于外设。
冯诺依曼体系结构规定：CPU只直接与内存沟通，所以我们的程序需要预先加载到内存中，再传递给CPU计算。

5.在硬件层面数据流是如何流向的？

都遵循冯诺依曼体系结构！
1.单机：

2.跨主机：（不考虑网络）

总结：
在数据层面，数据要传递给CPU，必须要先从外设到达内存，然后再给CPU。

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软件[6~10]

6.操作系统Operator System

操作系统是计算机基本的程序集合，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（例如函数库， shell程序…）

操作系统是软件，而软件需要预先加载到内存中再运行，那么操作系统是什么时候加载到内存中的呢？
——开机加载的时候。

7.操作系统的作用

操作系统是一款进行软硬件管理的软件。

它的作用是：

• 与硬件交互，管理所有的软硬件资源
• 为用户程序提供一个良好的执行环境

8.操作系统是如何“管理”软硬件的？

——把被管理的对象转换成对某种数据结构的增删查改。

管理的本质：先描述，再组织

1. 描述：用struct结构体描述硬件信息
2. 组织：用链表或其他高效的数据结构链接整合描述的信息

9.操作系统为什么要对软硬件资源进行管理？

对下：管理好软硬件资源
对上：为用户提供安全、稳定、高效的执行环境

10.系统调用

系统调用其实就是OS提供的C语言函数。
用户可以通过调用这些函数来使用操作系统的功能。
我们在使用printf打印数据时，底层其实就调用了系统调用来输出到显示器这个硬件。
库函数其实就是对系统调用的封装（不是所有的库函数都会调用系统调用）。

操作系统提供系统调用接口是为了保证自身的封装性，所以通过接口的形式给用户使用，而不是直接将操作系统暴露给用户。

而系统调用的使用成本较高，所以就有人基于系统调用为其他用户完成了：
图形化界面、shell和工具集、开发工具
又有人基于上述完成的功能来实现了上层应用（应用层）

进程[11~20]

任何启动并运行程序的行为，都由操作系统帮助我们把程序转换成进程来完成特定的任务。

11.当有多个进程从磁盘加载到内存中时，OS如何管理这些进程？

如果不进行管理，那么无法区分哪部分内存是属于哪个进程的。

那么操作系统如何管理进程呢？
——先描述，再组织：

1. 描述：当进程加载到内存时，操作系统会在内核中创建一个数据结构对象（pcb / task_struct是Linux下的pcb），pcb提取了进程的大部分属性，其中有一个指针指向自己进程所属的内存空间。
2. 组织：每个pcb中又存有一个指向下个pcb的指针，将所有pcb链接起来。（Linux中用双链表链接）
   

总结：
对进程的管理，通过PCB就转化成了对链表的增删查改。

进程 = 内核中进程的属性数据结构 + 内存中加载的代码和数据
二者相加才是进程，只有内存中的代码和数据不能算是一个完整的进程。

注意区分：
1.文件 = 内容 + 属性
2.进程 = 内核中进程的属性数据结构 + 内存中加载的代码和数据
这里文件中的属性和内核数据结构中进程的属性不是一个属性，没有关系

12.查看进程常用命令

ps axj：查看所有进程
——————————
ps axj | head -1：只查看ps axj输出结果的第一行，也就是查看属性列表
——————————
ps axj | grep 进程名/pid ：查看指定的进程
——————————
ps axj | head -1 && ps axj | grep 进程名/pid：查看进程属性名+指定的进程（会多打印一行grep进程，因为grep自己也是进程也会打印出来）
——————————
ps axj | head -1 && ps axj | grep 进程名 | grep -v grep：查看进程属性名+指定的进程（不显示grep进程）

查看进程还有另一个方法：
在根目录下有一个/proc目录，就是保存进程相关属性的目录，proc是内存级的文件目录，只有当操作系统启动时它才会存在。
当相应的进程终止时，proc中相应进程的目录也会消失。
可以直接cd进入proc目录查看进程属性。

13.进程属性

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0.UID

用户标识符，操作系统通过UID来标识区分用户。

1.PID

PID：当前进程的编号
getpid：获取进程的pid，谁运行的时候调用这个函数就获取谁的pid
——头文件：<sys/types.h>、<unistd.h>
——返回值：pid_t getpid(void);其实就是有符号整数

每次调用同一个进程都会给新的pid值，不是一样的。

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2.PPID

PPID：父进程的编号
getppid：获取当前进程的父进程的pid
——头文件：<sys/types.h>、<unistd.h>
——返回值：pid_t getpid(void);

bash（命令行解释器）也是一个进程，有独立的pid。
命令行启动的所有程序都会变成进程，该进程的父进程都是bash。
也就是执行我们自己的程序都是通过bash创建子进程来执行的。
我们所使用的指令，比如ls、touch等也是bash的子进程。

3.STAT

当前进程所处的状态。（具体细节下面部分解析）

linux进程状态有：

• R (running)
• S (sleeping)
• D (disk sleep)
• T (stopped)
• t (tracing stop)
• X (dead)
• Z (zombie)

4.PRI

进程的优先级。

5.NI

进程优先级的修正数据。

14.如何创建子进程

fork：创建子进程
函数：pid_t fork(void);
头文件：#include <unistd.h>

创建子进程，直接调用fork函数即可：
fork();或者pid_t ret = fork();创建并接收返回值。

1. fork之后，执行流会变成两个
2. fork之后，谁先运行由调度器决定
3. fork之后吗，fork后面的代码共享，通常以if和else if来进行执行流分流。

15.fork函数的返回值

返回值：pid_t，也是整形。
给父进程返回子进程pid，给子进程返回0，创建子进程失败返回-1。
可以在调用时创建pid_t类型的变量获取pid_t ret = fork();。
注意这个返回值，在父子进程中的值不一样，“看似”有两个返回值：

• 在父子进程种两个ret的值不一样
• 在父子进程中两个ret的地址一样
  如下例所示：
  

可以通过fork的返回值来进行执行流分流父子进程：

pid_t ret = fork();
if(ret == 0)
{
	//子进程
}
else if(ret > 0)
{
	//父进程
}

16.fork创建子进程的原理

1.fork做了什么

进程 = 内核数据结构 + 进程的代码和数据
fork相当于在内核中创建新的子进程数据结构pcb，其内容与父进程数据结构基本一致，pid和ppid不同。
其进程的代码和数据不会拷贝一份新的，父子进程共享。
父子进程pcb与子进程pcb都指向相同的代码和数据。

2.fork如何看待代码和数据

进程运行时，具有独立性：一个进程终止与否不影响其他进程。
父子进程也一样具有独立性。
但是父子进程共享代码和数据，独立性要如何保证？

1.代码：代码是只读的，不会变化。
2.数据：当一个执行流尝试修改数据的时候，OS会给当前的进程触发一种机制：写时拷贝。所以写的进程写入位置发生变化，不会影响读的进程读取原始数据。

写时拷贝：
字面理解，当想要写入修改数据时，将原始数据拷贝一份到另一个地方，修改拷贝的数据而不是原始数据。写时拷贝时原始数据与拷贝的数据地址相同，是因为存在虚拟地址空间（后续解释，c/c++中的所有地址都不是物理地址，是虚拟地址）。

3.fork如何理解两个返回值

fork其实就是创建了一个子进程pcb并进行了初始化。

fork的本质就是OS提供的一个函数；
函数在return的时候，其主体功能就已经完成了；
fork作为一个函数，当返回返回值的时候，其创建子进程并初始化的工作已经完成了，只差return没有进行；
return也是语句，因为子进程已经创建完成了，所以这条return语句会被父子进程分别执行，一共执行两次，就会看似有两个返回值。
当使用变量接收返回值时，会发生写时拷贝pid_t ret = fork;，实际上存在两个ret数据，存在两个物理空间中，但是其虚拟地址空间相同。

17.进程状态

进程状态有：

• R (running)
• S (sleeping)
• D (disk sleep)
• T (stopped)
• t (tracing stop)
• X (dead)
• Z (zombie)

进程的运行模式：
一个进程并不是一直在CPU中运行的，而是运行一段时间然后再换另一个进程到CPU中运行，让所有的进程代码在同一时间段内都有所推进。而我们作为用户作为人是感受不到进程的切换的，因为切换的速度很快，所以我们看到的就好像是多个进程在同一个时间段内同时运行。

18.阻塞与挂起

• 阻塞：
  进程因为等待某种条件就绪，而导致的一种不推进的状态。（其实就是进程卡住了）
  阻塞一定是在等待某种资源——比如：
  进程在等待CPU调度，就是在等待占用CPU资源；
  下载时卡住了，就是在进程在等待占用网络资源；

• 挂起：
  当内存中的空间很紧张的时候，OS会将内存中不被调度的、闲置的一些进程的数据和代码交换到磁盘当中，这部分代码和数据就相当于被释放了，当该进程需要再次被调度的时候，重新将这部分代码和数据交换到内存中，给CPU来运行。将代码和数据暂时由OS交换到磁盘的这段时间，该进程就处于挂起状态。
  

阻塞：进程在等待某种资源就绪的过程。
这里的资源指的是：磁盘、网卡、显卡等各种硬件外设。
那么操作系统是如何管理硬件外设的呢？
——先描述，再组织：通过结构体来描述硬件、然后用链表的形式链接，将对硬件的管理转换成对链表的增删查改。（比如当电脑插入一个键盘的时候，OS就要创建一个键盘对应的数据结构来对其进行管理）
同时OS中也存在着大量的进程，如何管理进程？
——先描述，再组织：每个进程都是tesk_struct定义的一个对象。

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阻塞的原理

当CPU调用某个进程时，拿到它对应的tesk_struct数据结构，发现其中有某项资源没有就绪，就让它进入阻塞状态，将其从CPU特定的队列中移动到所需要等待的资源处排队，就是将该进程对应的的tesk_struct链入到所需的外设资源的结构体中等待资源。（在硬件对应的struct中有一个结构体指针可以接收tesk_struct）
而当进程在硬件的队列中阻塞时，从硬件获得数据后就会链回到CPU的特定队列来运行。
所以，PCB时可以被维护在不同的队列当中的！

19.Linux下的进程状态

tesk_struct是一个结构体，其中包含各种属性，其中就有进程状态。

struct tesk_struct
{
//...
int status;//进程状态
}

linux下的进程状态有：

• R (running)
• S (sleeping)
• D (disk sleep)
• T (stopped)
• t (tracing stop)
• X (dead)
• Z (zombie)

一个进程被新建，默认是R状态；就绪也相当于是R状态；运行状态也是R状态；阻塞为S状态；终止为X或Z状态。（如下图）

1. R状态：运行
   进程处于R状态，不一定在运行，比如有很多进程处于R状态，其中只有几个在CPU上运行。
   在进程运行时要维护一个运行队列，处于R状态的进程结构体都会被链接在上面，CPU就会在其中挑选指定的进程来运行。
   也就是说在CPU上运行的进程+在运行队列中排队的进程都处于R状态。
   这个运行队列不在CPU中，由OS自己维护。
   （队列中不是进程的数据和代码，是进程结构体对象tesk_struct）
   补充：
   但是当循环打印的时候，查看进程的状态会发现处于S（休眠）状态，而不是R状态，这是因为当往显示器打印字符的时候，有可能进程需要等待显示器的资源，所以CPU会将进程放到显示器的结构体中去等待资源，此时处于阻塞状态（S状态也是一种阻塞状态），当获得显示器资源的时候回到CPU变成R状态，但是因为大部分时间都在等待，运行占小部分时间，二者切换速度过快，所以我们查看进程状态的时候很难看到处于R状态。

2. S状态：可中断休眠
   休眠状态本质就是一种阻塞状态。
   可中断指的是：处于S状态的进程可以被直接中断，或者是在等待获取资源，取得资源后会变成R状态运行。

3. D状态：不可中断休眠
   当CPU调用某个存储数据时，进程等待磁盘存储，自身处于S状态阻塞，CPU去调用其他程序，在此时，如果内存的资源极其紧张，进程再多OS就要挂了。OS就可能会将这个处于阻塞状态的进程结束（杀进程），而此时，磁盘存储数据如果失败了，会返回进程，但是此时进程已经被OS杀死不在内存中了。
   ———为了防止出现这种问题，就有了D状态，D状态的进程不可以被中断。（甚至OS也不能将其中断）
   当进程进入这种状态，只有等待其自己醒来，或者关机重启（有些情况甚至无法关机），没有别的办法可以将其结束。如果发现出现D状态，那么计算机也基本快要宕机了。如果直接拔电源，那么之前进程在往磁盘写入的数据就会丢失。

4. T状态：暂停
   也是一种阻塞状态，暂停≠终止。
   暂停进程的方法：
   kill -19 pid ：暂停信号——暂停编号为pid的进程；
   kill -18 pid ：继续信号——让被暂停的信号继续运行；
   在进程运行时，输入kill -19 pid命令会将进程暂停，此时查看进程状态变为T状态。
   注意：
   在进入T状态之前的进程状态的符号后面都会有一个“+”，但是在进入一次T状态然后再解除后会发现进程状态后面没有“+”了，并且按下ctrl+c无法终止进程。
   因为带“+”的进程，表示该进程在前台运行；不带“+”的进程，表示该进程在后台运行；
   此时你可以处理其他的shell指令，比如ls，cd等，但是后台进程会一直自动执行。
   此时输入 kill -9 pid或者killall 进程名称可以结束该进程。
   所以，前台进程可以用ctrl+c或kill -9 pid结束，后台进程只能用kill -9 pid结束。

5. t状态：追踪暂停
   我们在写程序的时候，加入断点的本质就是让进程暂停！
   此时该进程暂停等待跟踪他的进程进行操作，比如写程序加断点。

6. X状态：终止
   X时一个瞬时状态，很难查看到，在进程终止的瞬间为X状态。

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Z状态：僵尸状态

（重点状态，单独记忆）
1.知识补充：
在写c/c++时，main函数结束会有一个返回值return 0;
return 0是进程的退出码， 这个退出码可以检查程序退出的结果是否正确。

查看进程退出码的方法：
进程运行结束后，命令行输入：echo $?

比如，在ls命令后如果输入例如-asdaslf这种不存在的选项，则用echo $?会显示退出码为2.

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2.为什么需要僵尸状态？
如果一个进程退出了，马上进入X状态退出，父进程是否有机会获取退出码呢？
——没有。
那么在linux中当进程退出时，进程一般不会立马退出，而是会维持一个Z状态，便于后续父进程（OS）获取子进程的退出结果。

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3.观察僵尸进程的方法
同时运行一个父进程和子进程，此时查看父子进程都为S+状态；
kill子进程，此时查看父进程为S+状态，子进程为Z+状态，并且在子进程的属性列表末尾还多了一个，此时子进程就是僵尸状态，是一个僵尸进程，因为它还没有被回收。

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4.僵尸进程会导致内存泄漏问题
处于Z状态的进程称之为僵尸进程，并且僵尸进程的数据没有被完全释放，会占一部分资源，如果我们不回收，OS就要消耗一部分资源来维护僵尸进程的数据结构pcb，这部分内存就会一直被占用，就会造成内存的泄漏。
所以僵尸进程必须要回收。

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5.为什么我们退出父进程，查看进程属性时发现父进程不会进入僵尸状态而是会直接退出？
因为父进程是bash的子进程，bash会自动回收父进程的退出结果。

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20.孤儿进程

如果父进程退出，而它的子进程没有退出：
此时子进程会被1号进程领养，1号作为新的父进程，1号进程其实就是OS。
对于这种被领养的进程，我们称之为孤儿进程。
孤儿进程被OS领养后，会自动变为后台进程（没有+）。

为什么要存在孤儿进程？

因为如果没有孤儿进程这个概念，当后续子进程退出的时候，没有父进程接收其退出结果，子进程就会一直保持僵尸状态，造成内存泄漏。

学习的指令

1.杀进程

kill -9 pid：结束编号为pid的进程
killall [进程名称] ：结束指定名称的进程

2.暂停进程

kill -19 pid ：暂停信号——暂停编号为pid的进程
kill -18 pid ：继续信号——让被暂停的信号继续运行

3.查看进程退出码

查看进程退出码的方法：
进程运行结束后，命令行输入：echo $?