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1. 冯诺依曼体系结构
1.1 认识冯诺依曼体系结构
电脑里面的硬件不是随便就能构成计算机，这些硬件是按照一定的规则去组装电脑的。
计算机的核心工作就是通过一定的输入设备，把数据交给计算机cpu，而cpu经过一定的设备再显示出结果。
计算机的构成遵循冯诺依曼体系结构：
输入设备：键盘、鼠标、摄像头、话筒、磁盘、网卡…
输出设备：显示器、声卡、磁盘、网卡
中央处理器（CPU）：运算器、控制器
存储器：内存
设备是互相连接的。
数据是要在计算机体系结构中进行流动的，流动的过程中，进行数据的加工处理。
从一个设备到另一个设备，本质是一种拷贝。
中央处理器的运算速度特别快，如果用户想要计算机处理数据，计算机就得在整个体系的各种设备之间拷贝各种数据，还CPU得进行运算。CPU处理速度很快所以它并不是影响计算机整体效率的矛盾。而是数据设备间拷贝的效率，决定了计算机整体的基本效率。
1.2 存储金字塔
存储：距离CPU越近的，效率越高，成本越高
计算机为什么要有存储器？
如果没有存储器。
输入设备效率非常低，CPU非常快，它们两个的速度差非常大。根据木桶原理，输入设备拷贝数据到CPU非常慢，CPU的大部分时间就是在等待数据；同时CPU想要输出，从CPU里面数据拷贝到输出设备速度又非常慢，所以整个计算机的效率是输入输出设备的效率，就不能采取这样的方案。
所以就加了个内存，可以预先在内存里面加载大量的数据，从此CPU就在内存里面读数据，CPU在处理数据时，同时可以将输入设备的数据拷贝到内存里面。这样整体的效率取决于输入输出设备就变成了取决于存储器了。
存储器就相当于输入输出和CPU之间的一个巨大的缓存。
冯诺依曼体系结构不仅仅是提高了计算机的效率，还并没有将计算机的成本提高多少。
在硬件数据流动角度，在数据层面：
- CPU不和外设直接打交道，CPU只和内存打交道。
- 外设（输入和输出）的数据，不是直接给CPU的，而是先放入内存中。
那么冯诺依曼体系结构能干什么？
程序运行，要先加载到内存。
程序=代码+数据。程序的数据要被CPU访问。
程序没有被加载在内存的时候在磁盘里面，就是一个二进制文件。磁盘就是外设，CPU不能直接从外设直接读取代码和数据，只能通过内存来读取，这个就是冯诺依曼体系结构规定了必须这么做。
对冯诺依曼的理解，不能停留在概念上，要深入到对软件数据流理解上，解释一下，从你登录上qq开始和某位朋友聊天开始，数据的流动过程。 从你打开窗口，开始给他发消息，到他的到消息之后的数据流动过程。
我这边是电脑，朋友那边也是电脑，本质上就是两台冯诺依曼体系。
我是通过键盘输入了一个消息假设是“你好”，那么“你好”必须得在内存里，就是我们在电脑上登录的时候QQ已经加载到内存里了。而“你好”要发到朋友那里就得先经过加密，加密就得通过CPU，然后再到输出设备，而要实现消息传输就需要网络，能和网络打交道的就是输出设备里面的网卡。数据经过网路就能到达朋友那边。
到朋友电脑那边，被朋友收到的输入设备肯定也是网卡，然后这个数据就传到内存里，而QQ要做解密的操作，所以数据得加载到CPU中，消息解密得到“你好”，再写到内存中，然后再把消息刷新到输出设备显示器上。
2. 操作系统
2.1 概念
操作系统是一款进行软硬件资源管理的软件
操作系统广义的认识：操作系统的内核+操作系统的外壳周边程序，这里的外壳周边程序指的是给用户提供使用操作系统的方式。
操作系统狭义的认识：只是操作系统的内核。
2.2 结构
如果操作系统要直接把硬件管理好，前提是得有通信，所以操作系统得访问到硬件，可、是每一种硬件的物理特性是不一样的，如果直接由操作系统来直接访问下面的这些硬件，如果硬件的物理特性发生了变化，还得去改操作系统。
所以就不能操作系统就不能直接管理硬件，这里就在它们两个之间多了一个软件层：
每一种硬件都有自己对应的驱动程序，驱动器层主要负责向操作系统提供一些通信接口，让操作系统直接提供驱动层访问到硬件。一般这里的驱动层的软件代码都是由厂商自定义的。
这个结构就叫做：体系结构的层状划分
为什么要有操作系统？
对软硬件资源进行管理（手段），为用户提供一个良好（稳定的、安全的、高效的）的运行环境
2.3 操作系统的管理
日常生活中我们做事情离不开决策和执行。
举个例子：在学校里面，学生是被管理者，校长就是真正意义上的管理者，但是校长并不是直接来管理学生，而是通过辅导员，可能到毕业有的学生都没有见过校长。所以说一个学校被管理好，不需要管理者和被管理者直接接触。
那么是如何管理的？
拿到学生的数据才是目的，管理学生，本质就是对学生数据进行管理。
对于任何管理都是：先描述，在组织
凡是要对待特定的对象进行管理也是先描述，在组织
作为用户是不能直接绕过操作系统来直接访问底层硬件，任何要访问硬件的操作必须通过操作系统来做。
如果用户想要访问操作系统里面某一部分软硬件资源的数据，怎么怎么访问？
举个例子：在银行如果想要存钱，不可能允许用户直接进入仓库里面直接存钱，而又必须给用户提供对应的业务，所以银行就提供了柜台来提供业务，用户通过柜台来存取钱。
和银行的方式一样，操作系统为用户提供一个软件层，叫做系统调用。
用户要访问操作系统，必须使用系统调用的方式，使用操作系统。
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。
3. 进程
3.1 进程描述
概念：程序的一个执行实例，正在执行的程序等。
把可执行程序的代码和数据加载到内存里，不是进程，只是进程对应的代码和数据。
某一个进程都会有一个struct PCB,它里面包含进程对应的所有属性，还有内存指针。
一个进程一个PCB。把所有进程用struct PCB* next指针连接，管理起来，所以对进程的管理，就变成了对链表的增删改查。
进程=PCB+自己的代码和数据
所以对进程的管理就转化为对PCB的管理，不是直接对程序进行管理。
为什么要有PCB？
操作系统要对进程管理，就得先描述，在组织。
3.2 Linux下的PCB
进程=PCB+自己的代码和数据
在Linux下PCB具体的数据结构叫struct task struct,就是进程控制块。
PCB是Linux下的统称
struct task struct是具体的称呼。
操作系统为了管理程序的代码和数据，会创建进程控制块task_struct，包含了进程的所有属性，并且执行自己的代码和数据。在操作系统中可能会同时存在很多进程控制块，所以用链表把它们链接起来。CPU想要调度进程，在操作系统里面维护一个队列数据结构task_queue。将来CPU要调度的时候，就在task_queue里面选择进程去调度。想要让进程运行起来，就会让进程在操作系统里面排队，是task_struct去进行排队。
所以操作系统调度运行进程，本质就是让进程控制块task_struct进行排队。
所以可以把进程理解为：
进程=内核task_struct结构体+程序的代码和数据
如何理解进程的动态运行？
只要我们进程的task_struct将来在不同的队列中，进程就可以访问不同的资源。
4. task_struct本身内部属性
4.1 启动
先用C语言简单的写一个测试代码：
Makefile：
1 myprocess:myprocess.c
2 gcc -o $@ $^
3 .PHONY:clean
4 clean:
5 rm -f myprocess
myprocess.c：
1 #include<stdio.h>
2 #include<unistd.h>
3
4 int main()
5 {
6 while(1)
7 {
8 printf("I am a process!\n");
9 sleep(1);
10 }
11 }
make编译一下：
这里形成的myprocess就是可执行程序，编译形成二进制可执行文件，是文件，就在Linux的磁盘中存放。
./myprocess把它运行起来，此时它已然变成了一个进程：
所有系统提供的命令都是executable, x86-64下的可执行程序：
所以：./XXX本质就是让系统创建进程并运行，我们自己写的代码形成的可执行==系统命令==可执行文件。在Linux中运行的大部分执行操作，本质都是运行进程
查看系统当前所对应进程的详细详细：
ps axj
就能查看到系统中所有启动的进程
要想只查看到myprocess，就得使用命令：
ps axj | grep myprocess
此时就出来了：
为什么会出现grep？
grep在过滤时，确实找到了myprocess，但是grep启动也变成了一个进程，事宜查的时候出来myprocess被查到了，grep本身也被查到了。
使用命令：
ps axj | head -1
就可以知道第一行每一个部分的属性信息。
想要属性信息和上面的查询进程对应起来，就用&&把两条命令连接起来：
ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess
这样就可以了：
每一个进程的都要有自己唯一的标识符，叫做进程pid
也就是说在task_struct本身内部有一个unsigned int pid。
一个进程怎么知道自己的pid？
task_struct是操作系统的内核数据结构，用户不能直接去访问来找到自己的pid信息，所以操作系统必须得提供系统调用，系统提供的是getpid:
那么在代码里面加上查询pid的信息：
1 #include<stdio.h>
2 #include<unistd.h>
3 #include<sys/types.h>
4 #include<unistd.h>
5
6 int main()
7 {
8 pid_t id=getpid();
9
10 while(1)
11 {
12 printf("I am a process,pid:%d\n",id);
13 sleep(1);
14 }
15 }
编译运行之后：就看见
用系统来查一下，发现pid是一样的：
进程一直跑，可以用ctrl+c来终止进程
ctrl+c就是在用户层面终止进程
还有其他方法干掉进程吗？
用命令：kill -9+pid
来看个例子：
kill -9+pid可以直接杀掉进程
4.2 进程的创建方式
4.2.1 父子进程
pid_t getppid(void)获得当前进程的父进程id
在代码里面加上获取父进程ip的代码：
1 #include<stdio.h>
2 #include<unistd.h>
3 #include<sys/types.h>
4 #include<unistd.h>
5
6 int main()
7 {
8 pid_t id=getpid();
9 pid_t parent=getppid();
10 while(1)
11 {
12 printf("I am a process,pid:%d,ppid:%d\n",id,parent);
13 sleep(1);
14 }
15 }
此时就能够查到ppid：
为了方便观察写了一个shell命令，每个一秒钟来周期性执行一下中间的命令：
while :;do ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess;sleep 1;done
这样每个一秒就能查到当前进程的情况:
发现每一次启动进程的时候它的pid都不一样，但是它的父进程id都是一样的：
进程每次启动，对应的pid都是不一样的，是正常的。
查一下ppid:发现有bash
bash就是父进程，就是命令行解释器。
4.2.2 fork
创建进程，就得提供系统调用，用到的是fork:
来简单先使用一下fork：
1 #include<stdio.h>
2 #include<unistd.h>
3 #include<sys/types.h>
4 #include<unistd.h>
5
6 int main()
7 {
8 printf("process is running,only me!\n");
9 fork();
10 printf("hello world\n");
11 sleep(1);
12
13 }
fork()执行完之后应该有两个执行流，默认各自执行后面的代码。
为了方便查看把含grep的信息去掉
while :;do ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess | grep -v grep;sleep 1;done
13840的父进程id是13798,他们两个是父子关系：
fork之后，父子代码共享
创建一个进程，本质就是系统中多一个进程，多一个进程，就是多一个内核task_struct，多了的进程有自己的代码和数据。
父进程的代码和数据是从磁盘来的，子进程的代码和数据默认情况下，继承父进程的代码和数据。
将代码重新修改，让代码在调用过程中显示出进程对应的pid和ppid:
1 #include<stdio.h>
2 #include<unistd.h>
3 #include<sys/types.h>
4 #include<unistd.h>
5
6 int main()
7 {
8 printf("process is running,only me!,pid:%d\n",getpid());
9 sleep(3);
10 fork();
11 printf("hello world,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
12 sleep(5);
13
14 }
从显示结果来看，创建了子进程：
为什么要创建子进程？
主要是想要子进程执行和父进程不一样的代码。
fork：如果fork成功就返回子进程的pid给父进程，返回0给子进程；失败了就返回-1：
fork会返回两次，每次的返回值不一样。
想要父子进程执行不同的代码，把代码修改一下：
1 #include<stdio.h>
2 #include<unistd.h>
3 #include<sys/types.h>
4 #include<unistd.h>
5
6 int main()
7 {
8 printf("process is running,only me!,pid:%d\n",getpid());
9 sleep(3);
10 pid_t id=fork();
11 if(id==-1)return 1;
12 else if(id==0)
13 {
14 //child
15 while(1)
16 {
17 printf("id:%d,I am child process,pid:%d,ppid:%d\n",id,getpid(),getppid());
18 sleep(1);
19 }
20 }
21 else
22 {
23 //parent
24 while(1)
25 {
26 printf("id:%d,I am parent process,pid:%d,ppid:%d\n",id,getpid(),getppid());
27 sleep(2);
28 }
29 }
30
31
32 }
输出消息中返回值是0，就是子进程,刚好匹配:
fork之后的代码父子进程是共享的，只不过等于id=0是给子进程的，id=子进程pid是给父进程的。
只是做了判断，子进程才进入到满足条件的代码中；而父进程进入父进程有关代码中，从而实现了父子进程同时跑。
在之前学习的代码都是单进程，不可能有多个if里面的代码同时运行。
而这里是多进程，就会出现多个满足if条件的代码同时执行。
那么为什么同一个id,既是等于0又是大于0？
这个和虚拟地址空间有关系。进程具有独立性，而父子进程各自独立，所以它们有各自的pid,而代码是只读的，不能修改。而数据在父子进程上是分开的。
fork会有两个返回值，返回两次。
fork是操作系统提供的，当一个函数执行到return时候，函数的核心工作已经做完了。
那么说明fork的时候子进程就已经存在了。父进程运行一次执行一次return；子进程运行一次执行一次return。那么就会return两次。
单独kill掉父进程或者子进程，不会影响另一个的运行。
4.2.3 一次创建多个进程
1 #include<stdio.h>
2 #include<unistd.h>
3 #include<sys/types.h>
4 #include<unistd.h>
5
6 void RunChild()
7 {
8 while(1)
9 {
10 printf("I am child process,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
11 }
12 }
13 int main()
14 {
15 const int num=5;
16 int i;
17 for(i=0;i<num;i++)
18 {
19 pid_t id=fork();
20 if(id==0)
21 {
22 RunChild();
23 }
24 sleep(1);
25 }
26
27 while(1)
28 {
29 printf("I am parent,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
30 }
31}
task_ struct内容分类：
- 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
查看进程：
进程的信息可以通过/proc系统文件夹查看
进程的pcb中会记录自己对应的可执行程序的路径。
每个进程在启动的时候，会记录自己当前在那个路径下启动，进程的当前路径
cwd:进程的当前路径
用pwd来验证一下：
哪个进程调用chdir函数，哪个进程就修改当前路径。
当前路径是：
用代码来改变一下当前创建文件的路径。
1 #include<stdio.h>
2 #include<sys/types.h>
3 #include<unistd.h>
4
5
6 int main()
7 {
8 chdir("/home/zxctscl/111_dir");
9 FILE *fp=fopen("log.txt","w");
10 (void)fp;
11 fclose(fp);
12
13 while(1)
14 {
15 printf("I am a process, pid:%d\n",getpid());
16 sleep(1);
17 }
18
19 return 0;
20 }
运行时候发现代码路径确实改变了：
当前进程的目录确实改变了：
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