1. 前言，冯诺依曼体系结构

冯·诺依曼体系结构是计算机领域的一种设计理念，由美籍匈牙利科学家约翰·冯·诺依曼提出。
该体系结构的主要特点包括：

存储程序：程序和数据以二进制形式存储在计算机的存储器中。

程序控制：计算机按照程序中指令的顺序依次执行操作。

五大组件：

运算器：负责执行算术和逻辑运算。

控制器：控制计算机的操作，协调各组件的工作。

存储器：存储数据和程序。

输入设备：用于将数据输入到计算机中。

输出设备：将处理结果输出。

关于冯诺依曼体系结构，必须注意以下几点：

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)，因为外设的速度太慢，根据短板效应，会导致整机的效率太低！

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。

计算机里几乎所有的设备都有数据存储的能力！
对于CPU这个设备，它的处理速度是最快的，紧接着是内存，然后是各种外设（磁盘）。

由此就能得到一个存储分级图：

以CPU为中心，距离CPU越近，存储效率越高，但是相应的造价也就越贵！

如果我们一味的只追求速度，不断地扩大寄存器和Cache级别存储的容量是可以做到的吗？答案是肯定的，但是这样所带来的结果一定是这台计算机将会非常的昂贵，哪怕是我们的超级计算机也没有采用这种方案。

如果我们一味的只追求价格，全部都用便宜的存储介质，虽然价格很便宜，但是这样带来后果就是计算基本用不了。

当代的普通计算机，兼顾了价格和性能，基本做到了家家都能用的起计算机。

冯·诺依曼体系结构的优点包括：

通用性强：适用于多种不同的应用和任务。

结构简单：易于理解和实现。

可扩展性好：能够通过增加硬件和软件来扩展计算机的功能。

冯·诺依曼体系结构对现代计算机的发展产生了深远影响，大多数计算机都采用了这种体系结构。然而，随着技术的不断进步，也出现了一些对冯·诺依曼体系结构的改进和扩展。

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！同时也是计算机第一个加载的软件。

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）

那么为什么要有操作系统呢？

操作系统是通过将软硬件资源管理好（手段），给用户提供良好（易用、稳定、高效、安全）的使用环境的（目的）。

2.2 如何理解“管理”

在整个计算机软硬件架构中，操作系统的定位是：一款纯正的搞“管理”的软件。
操作系统管理的核心是：

进程管理；

内存管理；

文件/IO管理；

驱动管理。

既然操作系统是计算机系统的管理者，那么操作系统是如何做到管理这些软硬件的呢？
首先，答案是这六个字：

==先描述，再组织==。

任何管理工作都可以用这六个字进行计算机建模！就拿我们在C/C++的小项目来说，在写项目之初，我们总是先写struct/class。好比我们写学生信息管理项目，我们一定会先创建一个student类或者student结构体，来存储学生的各类信息，这就是先描述。随后根据这些类和结构体进行详细的方法实现，这就是再组织。

2.3 系统调用和库函数概念

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由这个操作系统层状图可以看出，用户在最上层，一般一个用户想要访问最底层的OS数据或者访问硬件，那么就必须要贯穿整个层状结构！但是操作系统对我们是“不信任”状态，怕群众中有坏人，直接破坏了一些操作系统的底层，所以用户必定会调用系统调用！

但是，系统调用使用起来会比较麻烦

站在使用系统的人，使用诸如shell、图形化界面这一类的外壳程序，通过这些外壳程序进行系统调用，就会方便很多。

站在系统开发人员的角度，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，从而打包形成库，专业人士做专业的事，这些库交给他们去维护，有了库，对于开发者就很有利于更上层用户或者开发者进行二次开发，从而提高了开发效率并且降低了开发了成本。

3. 进程

3.1 进程的基本概念

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。

操作系统中可能会同时存在非常多的“进程”，那么操作系统是如何管理如此之多的进程呢？答案依旧和我们上面所提到的方式一样：先描述，再组织！

3.2 描述进程——PCB

Linux是用C语言写的，所以描述进程就需要用到struct结构体，结构体里包含了进程的各种属性，这个结构体也就叫做进程控制块。

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），而Linux操作系统下的PCB具体是是: task_struct。

把PCB抽象成struct结构体代码：

struct PCB
{
    // id
    // 代码地址&&数据地址
    // 状态
    // 优先级
    // 链接字段
    struct PCB *next; // 下一个PCB的地址
};

此时，回答一个问题，什么是进程？

进程就是把磁盘中的程序加载拷贝到内存中去。

进程 = 可执行程序 + 内核数据结构（PCB）
PCB就是为了方便OS对进程进行管理。

3.2.1 task_struct

什么是task_struct?

task_struct是PCB的一种。

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。

3.2.2 task_ struct内容分类

1. 标识符(pid or process id)：描述本进程的唯一标识符，用来区别其他进程。
查看pid的命令：

ps options

进程状态查看：

ps aux / ps ajx command(这三个字母的顺序可以任意颠倒)

例如，使用命令查看可执行程序的进程状态：

ps ajx | grep test

5f938c6d5d02bb7857c71cacf722f923
这样看起来好干，不知道每一列的数据对应的都是什么意思，于是我们想查看列属性：

ps ajx | head -1

进程的第一行信息就显示出来了。
拼接一下命令：
ps ajx | head -1 && ps ajx | grep test

于是就可以得到这样的结果
760b761357f42d227276c29866cebe9f
此时，终止右边的进程，再次查询时会发现：

./test不见了，也就是我们的可执行程序执行结束了，也就不再属于进程了。
由此可以得出一个结论，我们所有的指令、软件包括自己写的程序等，只要运行起来了，最终都是进程！

那么如何使用代码获取自己的pid呢？来看一下man手册里的部分描述：

用一段代码举个栗子：

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

int main()
{
   
   
    int count = 100;

    while (count--)
    {
   
   
       pid_t id = getpid();
       printf("%d, 我的pid:%d\n", count, id);                                              
       fflush(stdout);
       sleep(1);
    }
    printf("\n");

    return 0;
 }

运行一下：

这时就能看到该可执行程序的pid了，同时我们也证明了这个pid准确无误。

如果想要结束一个进程呢？命令如下

kill -9 pid(杀死pid为xxx的进程)

通过上面举的一系列的栗子，不难发现进程每次运行所分配的pid都不一样，但是又能发现PPID都是，这是为什么呢，这个PPID又是什么呢？

进程还有自己的父进程id，这个PPID就是父进程ID，在命令行中，父进程一般就是命令行解释器bash！

引申一下，在Linux中创建进程的方式有：

命令行中直接启动进程，也就是手动启动。

通过代码来进行进程创建。

启动进程的本质就是创建进程，一般都是通过父进程创建的！以父进程为模板，就父进程中大部分的属性和内容赋给了子进程，所以Linux中的进程关系就注定会有一种关系，叫作父子关系。Linux中的进程派生创建是单血缘关系。

我们在命令行启动的进程，都是bash的子进程！

那么如何使用代码获取父进程的pid呢？其实和获取pid的方式基本相似，来看一下man手册里的部分描述：

同样用一段代码举个栗子：

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
   
   
   while (1)
   {
   
   
        printf("my pid is <%d>, my parent pid is <%d>", getpid(), getppid());
        sleep(1);
   }

   return 0;
}

除了ps外，Linux中查看进程还有第二种方式：

在Linux下存在一个proc目录，它是Linux为我们维护的动态目录结构。使用命令ls /proc/进入该目录：

验证一下：

以上是分别在进程运行时和把进程结束的情况所查看的目录，不难发现当进程运行时，我们能找到对应的进程目录，结束时目录也就被杀死结束了。
得到结论：

proc是一个动态的目录结构，它存放了所有存在进程的目录名称，这个目录名称就是以pid命名的。

我们来看一下这个进程目录里有什么东东：

（这里我截取了一部分）
exe：这个进程依旧能找到我们的可执行程序具体在哪个目录下（看来没有忘本o(╥﹏╥)o)。

cwd：全称current work directory也叫当前工作目录，当前进程记录了该进程的当前工作目录。默认情况下，进程启动所处的路径就是当前路径！

如何更改当前工作目录呢？使用函数chdir()，如下chdir的用法：

2. 状态: 任务状态，退出代码，退出信号等。

3. 优先级: 相对于其他进程的优先级。

4. 程序计数器: 程序中即将被执行的下一条指令的地址。

5. 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。

6. 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]。

7. 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。

8. 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。

9. 其他信息

3.3 通过系统调用创建进程——fork初识

如何理解启动进程这种行为呢？

本质其实就是系统多了一个进程，OS要管理的进程也就多了一个，进程 = 可执行程序 + task_struct对象（内核对象），创建一个进程就是要申请内存，保存当前进程的可执行程序 + task_struct对象，并将task_struct对象添加到进程列表中！

3.3.1 fork使用

首先运行一下 man fork 来认识fork
（好长好长，截取一部分看看吧~）

调用一下fork()

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

int main()
{
   
   
    printf("I am a parent process,my pid is <%d>\n", getpid());
    int ret = fork();
    while (1)
    {
   
   
        printf("I am a process,my pid is <%d>,ppid is <%d>,ret=%d\n", getpid(), getppid(), ret);
        sleep(1);
    }
    return 0;
}

观察现象：

我们发现，fork()函数有两个返回值，其中一个返回值返回的是子进程的pid，另一个返回值是0。结合目前能得出结论，只有父进程执行fork()之前的代码（此时只有父进程没有子进程），fork()之后，父子进程都要执行后续的代码。

震惊！！一个函数居然会有两个返回值？！

fork代码的一般写法：

我们为什么要创建子进程？
因为我们想要子进程协助父进程完成一些工作，有些工作是单进程解决不了的！

我们创建子进程就是为了让子进程和父进程做不一样的事情的，那么如何保证他们是做不一样的事的呢？
可以通过判断fork的返回值，判断是谁父进程谁是子进程，然后让他们执行不同的代码片段！

那么fork在现实中到底应该怎么使用呢？这里使用代码模拟一下类似于迅雷的边下边播功能：

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
   
   
    printf("I am a parent process,my pid is <%d>\n", getpid());
    pid_t ret = fork();

    // 进程创建失败
    if (ret < 0)
    {
   
   
        perror("fork");
        return 1;    
    }    
    else if (ret == 0)    
    {
   
       
        // child    
        while (1)    
        {
   
                                                                                                                                                                  
            printf("I am a child process, my pid is <%d>, ppid is <%d>, ret=%d, loading...\n", getpid(), getppid(), ret);    
            sleep(1);
        }    
    }    
    else
    {
   
   
        // Parent
        while (1)
        {
   
   
            printf("I am a parent process, my pid is <%d>, ppid is <%d>, ret=%d, playing...\n", getpid(), getppid(), ret);
            sleep(1);
        }
    }
    return 0;
}

可以说震碎三观的又来了，两个条件判断同时进行，两个while死循环同时进行，这在我们日常书写代码是根本不可能发生的事儿~

3.3.2 fork原理

1.fork干了什么事情

fork创建子进程，系统中会多一个子进程

以父进程为模板，为子进程创建PCB（模板并不是严格的拷贝，只是大部分属性相同，少部分属性不同就比如子进程的pid和ppid和父进程就不同）

我们所创建的子进程，是没有代码和数据的！！目前是和父进程共享代码和数据！所以，fork之后，父子进程会执行一样的代码。

fork之前父子进程也是都能看到所有代码的。
但是为什么子进程不从头开始执行呢？

我们日常的程序也要从上到下按顺序执行，这是因为在计算机中存在pc程序计数器/eip指针（保存当前正在执行的指令的下一个，当执行完当前指令时，pc/eip会自动往后更新），当父进程执行完fork，pc/eip指向fork后续的代码，如果从头开始执行，pc/eip也会被子进程继承，从而会导致和父进程一样再次创建子进程从而造成死循环~

2.为什么fork会有两个返回值

抽象一下fork函数

我们知道，fork之后代码会共享，这里可以理解一下，就是fork做完核心工作的代码会共享，从上图可以看到，return也是代码也会被共享，因此父进程被调度要执行return，子进程被调度也要执行return，所以说fork就会有两个返回值。（但真是情况是，操作系统是通过一些寄存器来做到返回值返回两次的）

3.为什么fork的两个返回值，会给父进程返回子进程的pid，给子进程返回0

4.fork之后，父子进程谁先运行

fork之后创建完子进程只是一个开始，创建完子进程之后，系统的其他进程，父进程和子进程接下来要被调度执行。当父进程的PCB都被创建并在运行队列中排队的时候，哪一个进程的PCB先被选择调度，哪个进程就先运行！所以说，谁先运行是不确定的，由各自PCB中的调度信息（如时间片、优先级等）和调度算法共同决定，也就是由操作系统自主决定！

结束父进程不会影响子进程，结束子进程也不会影响父进程。进程之间运行的时候，无论进程之间是什么关系，是具有独立性的！那么系统是如何做到这种独立性的呢？

进程间的独立性，首先是表现在有各自的PCB，代码本身是只读的，所以进程之间不会相互影响。

虽然代码是共享的，但是数据父子进程是会修改的，它们会想办法将数据各自私有一份！那么又是怎么做到的呢？

写时拷贝，在最开始的创建子进程的时候，我们是以浅拷贝的方式让子进程共享代码的，一旦父子进程开始尝试进行写入时，系统会把对应的变量进行深拷贝。

5.如何理解同一个变量会有不同的值

返回的时候发生了写时拷贝，所以同一个变量会有不同的值。

Linux进程概念（上）