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进程的基本概念

进程控制块-PCB

学前补充

预备知识

创建（子）进程

创建（子）进程的原因

理解fork有两个返回值

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进程的基本概念

基本概念：程序的一个执行实例，正在执行的程序等

内核层面：担当分配系统资源（CPU时间、内存）的实体

操作系统如何管理进程：

先描述：

1. 操作系统将一个磁盘中的可执行程序加载到内存中时，内存中只有可执行程序的代码和数据，如果这一部分也算进程的话，该进程什么时候开始被调度的？被调度了多少时间了？......这些信息是“代码 + 数据”部分不包含的，所以加载到内存的可执行程序的代码和数据不是进程，它们只是构成进程的代码段和数据段，是进程的一部分
2. 操作系统为了管理进程，会将代码段和数据段中的属性以及进程所需的其它属性（当前状态，加载时间...）都进行描述，并将所有描述放入一个叫PCB的结构体中（PCB中还有一个用于访问内存中该进程数据段和代码段的内存指针，以及存放下一个PCB地址的next指针）
3. 一个进程对应一个PCB，每当加载一个进程时系统就会生成一个对应的PCB
4. 简单定义：进程 = PCB + 自己的代码段和数据段

后组织：

1. 将所有PCB连接成一个链表
2. 此时，操作系统对进程的管理就变成了链表的增删改查

进程控制块-PCB

基本概念：process control block，是进程的所有属性的集合，是对所有操作系统中进程控制块的统称，是一个内核中的数据结构，在不同操作系统中进程控制块会有不同的具体名称（Linux操作系统内核中又叫任务结构体“Task Struct”）

为什么要有PCB：操作系统要对进程进程管理

• 磁盘中的可执行程序的代码段和数据段被加载到内存中
• 操作系统会生成该可执行程序对应进程的属性集合-进程控制块
• 所有进程控制块会连接成一个数据结构（队列等）
• CPU对进程进程调度时，会去队列中选取进程调度

结论：所谓的进程在操作系统排队不是代码和数据排队，实际上是进程控制块在排队

问题：进程是如何动态运行的？

答：进程控制块通常会被放置在不同的队列中，操作系统可以根据进程的状态和优先级动态调度这些队列中的进程，从而实现了进程的动态运行和资源管理（同一个进程控制块（PCB）可以被放置在多个不同的队列中）

学前补充

1. ./可执行二进制文件的本质是让系统创建进程并运行
2. 在本质上，我们自己所写的代码形成的可执行文件 == 系统命令 == 可执行文件
3. linux中运行的大多数指令，本质都是运行进程
4. ps指令用于查看所有的当前进程

预备知识

task_struct中的属性：

1. 标识符：每个进程对应一个特殊的标识符
2. 状态：任务状态，退出代码，退出信号等
3. 优先级：相对于其它进程的优先级
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，还有和其它进程共享的内存空的指针
6. 上下文数据：进程执行时处理器的寄存器中的数据
7. I / O状态信息：包括显示的I/O请求，分配给进程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综合，使用的时钟数总和，时间限制，记账号等
9. 其它信息

1、显示当前所有进程的详细信息指令：ps axj

2、显示指定进程的详细信息指令：ps axj | grep 指定进程名的关键字

有两行的原因是，grep也是一个进程，它用来过滤出叫myprocess的内容

3、查看获取的首行信息：ps axj | hear -1

4、同时执行多个指令：指令1 && 指令2 && ...

5、查看获取的首行信息与指定的进程信息指令：ps axj | head -1 && ps axj | grep 指定关键字

6、 每一个进程都有属于自己的标识符PID，PID互不相同（task_struct中的无符号整型变量）

7、PID位于操作系统的内核数据结构中，用户不能直接访问操作系统内内核数据结构中的PID：

8、在不使用ps指令的前提下，用户想要获取自己所写的可执行程序的PID，需要使用操作系统提供的系统调用接口getpid（）：

1. 接口原型：pid_t getpid（void）
2. 包含头文件：<unistd.h>
3. 功能：返回子进程的PID
4. pid_t类型是对unsigned int 类型的封装

get ppid指令是用于获取当前进程的父进程的PID，一个子进程是由父进程创建的

每次启动子进程时，子进程的pid都不一样，但是父进程的ppid都一样

父进程就是命令行解释器bash

9、ctrl + c本质是就是杀死进程的指令，还有其它杀死进程的指令：kill -9 进程的PID

创建（子）进程

基本概念：新建进程即在操作系统的内核数据结构中新增一个进程控制块，而用户不能直接对操作系统的内核数据结构进行增删改查，所以需要用到操作系统提供的系统调用接口

系统调用接口原型：pid_t fork（void）

包含头文件：<unistd.h>

功能：创建子进程

监控脚本指令：while :; do ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess |  grep -v grep; sleep 1; done

代码预期效果：先打印一行，等待三秒后打印两行hello world，等待五秒后程序结束

结论1：fork后，父子代码共享

        创建一个进程的本质就是系统中多了一个进程，多了一个进程（进程 = PCB + 数据和代码）就意味着内核数据结构中多了一个进程控制块，内存中多了该进程对应的数据段和代码段，父进程的数据段和代码段可能是从磁盘中获取的，但是子进程的代码段和数据段是从哪里来的？默认情况子进程继承父进程的代码段和数据段（这就是为什么fork之后父子进程的代码才是共享的）但是因为进程具有独立性，所以从原则上讲父子进程的数据段是要分开的，而代码段由于具有只读性质，所以是可以共享的（数据段的独立是通过写时拷贝技术实现的）

创建（子）进程的原因

目的：令子进程和父进程执行不一样的代码

做法：利用fork接口的返回值

• 返回值 = -1：创建子进程失败
• 返回值 = 0：运行子进程代码
• 返回值 > 0：运行父进程代码

注意事项：

1、fork接口会返回两次返回值 

2、两次返回值的id，一个是子进程的id，一个是父进程的id，父进程的id是子进程的pid

验证：

1. fork后父子进程实际上还是共享一段代码，只不过这里通过if...else语句让二者执行不同内容
2. 之前if和else的内容不能同时进行，是单进程，这里二者可以同时进行，是多进程

理解fork有两个返回值

问题：不考虑特殊情况，当一个函数执行到return时，函数的核心工作是否以及完成？

答：是，因此在调用fork()函数后，父进程和子进程的创建是在fork()函数返回之前完成的，此后的代码会被父子共享包括return id，因此返回两次id，一个是父进程的id，一个是子进程是否创建成功的id

~over~