操作系统（OS）与系统进程

冯诺依曼体系结构

要去了解操作系统，冯诺依曼体系结构是必须掌握的，它决定了计算机最底层最基础的设计思路。

首先，冯诺依曼体系结构由四大部分构成，输入设备，存储器，中央处理器(CPU)，输出设备。CPU里又有控制器和运算器两大器件组成。

这里的存储器指的是内存，不考虑缓存情况，这里的**CPU能且只能对内存进行读写**，不能访问外设(输入或输出设备)外设(输入或输出设备)要输入或者输出数据，也只能写入内存或者从内存中读取。一句话，所有设备都只能直接和内存打交道 。

因此，一个程序要运行，必须加载到内存中。原因就是冯诺依曼体系结构设计就决定了必须是这样的。

那么为什么必须是内存，CPU不能直接去外设，例如硬盘中读取数据呢，原因是存储是分级的。

木桶的短板效应很好理解，要考虑到效率问题。

操作系统(Operator System)

任何计算机系统都包含一个基本的程序集合，称为操作系统(OS)。笼统的理解，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程序等等）。

设计OS的目的 ：操作系统本质就是一组软件，负责与底层硬件资源交互。与硬件交互，管理所有的软硬件资源
为用户程序（应用程序）提供一个良好的执行环境。

操作系统本质是一款负责管理的软件，管理所有的软硬件资源。

用户是不可能直接管理底层硬件资源的，因为操作系统不相信任何人，要与底层资源交互唯一的方式就是通过系统调用接口，通过操作系统去完成。

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。
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，所以，有心的开发者可以对部分系统调用进行适度封装，从而形成库，有了库，就很有利于更上层用户或者开发者进行二次开发 。

总结：

操作系统管理硬件方式：先描述，后组织。

描述：将要管理的对象的属性用结构体描述整合起来

组织：将一个个的结构体用特定的数据结构进行组织

进程

基本概念

课本概念：程序的一个执行实例，正在执行的程序等。
内核观点：担当分配系统资源（CPU时间，内存）的实体。

简单理解，就是加载到内存中的一个个程序，最简单直观的就是打开任务管理器，就是有很多很多进程。

概念简单理解即可。真正难理解的是进程的各种属性，以及操作系统对进程的管理。

进程的描述（PCB）

一个进程通常有进程信息（PCB）以及它的数据和代码组成。

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 。

在Linux中描述进程的结构体叫做task_struct。task_struct是Linux内核的一种数据结构，它会被装载到RAM(内存)里并且包含着进程的信息。

PCB包含的信息：

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

组织进程的方式：可以在内核源代码里找到它。所有运行在系统里的进程都以task_struct链表的形式存在内核里

Linux中是通过双链表的方式将task_struct组织起来的。

查看进程

进程信息都在/proc目录下可以找到，如要获取PID为1的进程信息，你需要查看 /proc/1 这个文件夹

大多数进程信息同样可以使用top和ps这些用户级工具来获取 ，并且是比较推荐的。

例如查看全部进程。

怎么查找一个进程呢。

只需要会查找进程即可。上面一行进程的详细信息需要慢慢来理解。

通过系统调用获取进程标示符（PID）

通过系统调用可以获取自己进程的PID或者PPID，getpid()和getppid()。

通过系统调用创建进程（fork）

fork非常的神奇，它有两个返回值，没错，它是个函数，但是有两个返回值，将子进程的PID返回给父进程，子进程返回直接0。

这次你会发现一个神奇的现象，代码中写的if else结构竟然同时执行了。难道id既是0，又是大于0的数吗。

fork是怎么做到的呢，它究竟做了什么事？

Linux文档中关于fork的描述是这样的：

fork是创建一个有自己PID的子进程，但是**子进程和父进程却是共享一份代码的**。

但是我们的创建子进程的目的是为了让两个进程做不同的事情，所以需要用一定的方法将两者区别开来，所以fork采用了两个返回值的方式，但是一个id如何能表示两个值呢？

在代码执行完毕，最后要return时，父进程和子进程每个都返回一次，这才实现了fork两个返回值。

但是还有一个问题子进程和父进程却是共享一份代码，那么数据也是共享的，问题是如果要对数据做修改怎么办呢？

Linux下给出的解决方式是在子进程想要对数据进行修改的时候，操作系统会阻止，并且为子进程单独开辟一块空间将数据拷贝给子进程，这种技术叫做写时拷贝。

进程状态（初识）

为了弄明白正在运行的进程是什么意思，我们需要知道进程的不同状态。一个进程可以有几个状态（在
Linux内核里，进程有时候也叫做任务），下面是Kernel源代码中的定义：

/*
\* The task state array is a strange "bitmap" of
\* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and
\* you can test for combinations of others with
\* simple bit tests.
*/
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 */
};

R运行状态（running）: 并不意味着进程一定在运行中，它表明进程要么是在运行中要么在运行队列里。
S睡眠状态（sleeping): 意味着进程在等待事件完成（这里的睡眠有时候也叫做可中断睡眠(interruptible sleep)）。

D磁盘休眠状态（Disk sleep）有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptible sleep），在这个状态的进程通常会等待IO的结束。
T停止状态（stopped）： 可以通过发送 SIGSTOP 信号给进程来停止（T）进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运行。
X死亡状态（dead）：这个状态只是一个返回状态，你不会在任务列表里看到这个状态 。

进程状态有很多种，第一次接触进程状态只简单认识三大状态，运行、阻塞、挂起。

一个进程要执行要先进到运行队列中排队。

一个进程到CPU上不一定必须等到它执行结束才被拿下去，每一个进程都有时间片，如果时间到了但是没有结束依然会被拿下来到放到后面重新排队，防止一个进程一直占用资源的情况。

而由于后面的进程都在排队，但是还占据资源，为了保证进程既能正常排队，又能节省大量资源，所以只留下PCB来排队，将对应的代码和数据交换到磁盘中，等轮到时再将对应的代码和数据交换过来，中间只有PCB的过程就是一种挂起状态。