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☄： 本期重点：Linux下的进程的状态
希望大家每天都心情愉悦的学习工作。
我们在了解进程之前，我们先聊聊我们平时用的计算机吧。这样我们才能更深刻的认识我们后续要学习的内容。
冯诺依曼体系结构：
我们简单认识下上面的东西是什么：
存储器：就是内存。
输入设备：就是键盘，网卡，磁盘，摄像头等等。
输出设备：就是显示器，网卡，磁盘，音响等等。
运算器存储器：就是CPU
其中运算器主要作用：算术运算，逻辑运算（简称算逻运算）
控制器：CPU是可以响应外部事件的，比如拷贝数据到内存。因为内存比较慢，然后我们CPU在拷贝时不可能等着内存，只能是内存准备好了，我们对此做出反应，把它拷贝过来。
那么为什么冯诺依曼这样设计呢？
我们为什么不可以直接把数据直接用CPU处理，然后我们再显示或者保留数据呢？
那我们还要简单了解下我们的存储设备了。常见的存储设备如下：
我们知道，速度越快的，价格越高，相反速度慢的价格稍微便宜点。那么我们如果直接不使用所谓的内存条存储，我们直接CPU连接外设备，也就是磁盘等，这速度肯定是要慢上不少，可能面对的是别人电脑打开再写文件了，我们还在开机。
那么我们如果都用寄存器存储呢？在技术角度应该可以的，但是我们还要考虑下我们的成本问题，如果我们使用寄存器存储，那么价格上可能会高出普通电脑价格的几百倍都很正常，那么这样，这个计算机也就没人用了，价格上太高了，并且在速度上可能没有提高太多。
所以我们选择一个中间的，我们使用内存存储，让CPU之和内存交互，来提高交互速度，然后再让内存和外部设备进行交互，这样形成的落差比较小。就比如CPU就是亿万富翁，而我们的内存只是百万富翁，而外部设备就是穷人一个，让CPU和外部设备交互，就像是亿万富翁和穷人一样，差距太大了，所以我们就出现了内存，也就是百万富翁。
根本上这样设计原因就是：如果想向全世界人民都用的起这个计算机，价格上不能太高，然后在性能上不能太差，要平衡两边的差距。
冯诺依曼体系结构的特点：
冯诺依曼体系决定了CPU读取数据时都是要从内存中读取的，站在数据的角度，我们认为CPU不和我们的外部设配直接交互，但是我们要处理数据，需要先将数据加载到内存中，站在数据的角度，外设只和内存进行交互。总结·就是，所有的设备都只能直接和内存交互。
操作系统：
操作系统是什么呢？它是什么呢？我们真的“使用”过它吗？
我们每个计算机中都有一个操作系统的东西，但是我们好像没有像QQ，微信一样，我们直接使用过它，它也很神秘。
首先操作系统的概念：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）
设计操作系统的目的：
1.给用户提供一个安全，稳定，简单的执行环境。、
2.是与软硬件交互，管理所以软硬件资源
操作系统的定位：
一款只负责 “ 搞管理 ”的软件。
如何理解 “管理” 呢？
就像学校的校长一样，我们进入学校，就会有人给我们一个表格，然后让我们要填写表格的一些内容，比如我们的身高体重年龄等等，这张表格中就有我们的一些数据了。然后再让每个班长收齐这个表格，校长在让班长把这些表格按照一定规律排好序，最后交给校长，此时校长就可以根据这个总的表格来进行管理了，其实上校长也没有去直接管理学生，而是通过管理学生的一些数据信息，来管理学生。
这个校长管理时就先让每个学生填写表格，这也就是把一个学生抽象为一个 结构体 或者 类。然后把这些学生信息安照规律排好序，这也就是把每个结构体 对象，每个类对象，通过一些数据结构进行存储的。然后我们校长管理学生了吗？根本没有，校长是指对学生的信息进行管理来达到对学生的管理。
换句话说，我们管理不一样非要直接进行管理，更多的是通过数据进行管理，比如你学习太差了，直接就体现在成绩不好，再比如说睡眠不好，比如天天早上迟到。这些都是通过数据来管理的。我们操作系统也是类似的，我们也要先进行所谓的抽象为对象，然后在对这些对象进行一些数据结构的存储，最后再来管理这些数据的。称之为：先表述，在组织。
对于操作系统而言，即需要考虑用户方面的一些需求，又要对硬件进行相对应的管理，起到一个承上启下的作用，我们的系统调用接口用来和用户进行交互，我们的相对应的硬件驱动程序来负责和硬件进行交互，所以操作系统起到了承上启下的作用。
进程的概念：
我们对于进程了解多少呢？我们打开自己的任务管理器，会发现有好多进程是被打开的，而我们启动的程序好像也都变成了一个个的进程存在。我们在Linux下启动一个可执行程序，也好像变成了一个个的进程。
那么我们怎么管理这些进程呢？叫做先“描述”，再“组织”。
我们怎么描述进程呢?
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。 称之为PCB（process control block），Linux操作系统下的PCB是: 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。
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。其他信息那我们怎么组织进程呢？
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。在Linux下我们怎么查看进程呢？使用proc，top，ps（常用）。ps （process status 进程状态）命令用于显示当前进程的状态，类似于 windows 的任务管理器。参数说明如下：
-A：显示所有的进程，和 -e 的效果一样；-a：显示所有进程，包括其他用户的进程；
-u：选择有效的用户id或者是用户名；
-x：显示没有控制终端的进程，同时显示各个命令的具体路径
-e：显示所有的进程，和 -A 的效果一样；
-f：显示更完成；通常与 -e 一起用；
-j或j：采用工作控制的格式显示程序状况。
-l或l：采用详细的格式来显示程序状况。
使用grep进行行过滤，然后我们在使用head显示出头一行的名字。
我们可以使用proc这个系统级别的文件来查看
其中cwd就表示的是当前的工作目录，exe就是这个文件在磁盘的位置，也就是我们可执行文件所在的地方。其中在每个进程中，都会保存自己的工作目录。
所以什么是进程呢？
我们一般把 加载到内存的可执行文件和我们内存中的PCB结构体合在一起叫做一个进程。在这其中，我们的 操作系统想管理采用：先表述，在组织。先把文件加载进入内存，然后形成了一个PCB的结构体，最后把这些结构体用链表的形式存储起来方便管理。
获取PID和PPID：
我们每一个进程都会有唯一 一个PID，和唯一的PPID，其中PID被叫做子进程标识符，PPID叫做父进程标识符。我们可以通过系统调用，来获取进程标示符。我们使用man来查看获取PID和PPID的头文件和使用方法。
我们可以尝试使用下：
下面我们的进程就会打印自己的PID值。
然后我们可以根据这个PID值来查看这个进程的状态。
同理，我们还可以获取这个进程的PPID也就是它的父进程的id值。
然后我们多次启动下这个程序，发现我们的PID一直在变，但是我们的PPID是不会变的，这个是为什么呢？
首先，这和PID一直在变是因为我们的程序每次都终止在重新启动，相当于每次都给我们分配一个新的PID，这很正常，但是为什么PPID不变呢？我们先来看下父进程是什么吧！
我们会发现，其中这个程序的父进程就是我们所谓的shell外壳程序，我们也就得到一个结论，就是我们所有的进程的父进程，几乎都是这个进程。因为是它帮我们创建所谓的子进程然后加载进内存中的。
杀死进程：
我们可以使用kill命令发送9号命令加上这个进程的PID，可以把这个进程结束。
同样，这个进程的父进程是shell外壳，我们可以杀死shell外壳下的子进程，那么我们的shell外壳可以被杀死吗？是可以的，下面我们进程演示下：
这时，我们的shell已经成停止工作了，不能够在进行命令行解释了。
fork创建子进程：
我们可以通过fork命令，使用代码来创建一个子进程。同样我们先使用man 来查看下使用。
这个函数接口是系统调用的接口，然后我们如果创建成功，给子进程返回 0，给父进程返回子进程的PID，如果失败给父进程返回-1。那么这个系统接口就十分奇怪，我们先用用试试，看看有哪些奇怪的地方。
这里我们可以看到，其中fork之后的语句被执行了两次，是因为在fork之后，我们的进程就变为两个了，我们在稍微修改下我们的代码，我们创建子进程后，我们直接在进行获取PID和PPID：
我们发现，其中先执行的是父进程，PID为7724，它的父进程就是shell外壳bash，然后它的子进程就是7725，相对应子进程的父进程就是7724，但是我们的代码上，只有一行代码，结果，他执行了两次。这是因为我们有两个输入流，然后我们分别都进行了执行这行代码，一次是在父进程执行的，一次是在子进程执行的，所以我们对应的 gitpid()和 gitppid()不相同。
那么下面的情况就有点不太对了，我们使用变量保存下fork的返回值，然后我们进行打印：
我们发现，我们fork中的返回值，在不同的进程下，有不同的值。也就是又两个返回值，我们在学习C语言和C++时，我们从来没有一个函数能够return两次的情况，而我们的fork这个系统接口，好像能够返回两个返回值。我们稍后解释为什么会有两个返回值。
fork的使用：
我们fork之后是创建了一个进程，但是我们不可能让两个进程做同一件事情呀，所以我们要让这两个进程做不同的事情，我们可以使用if else if else 这种多分支结构，然后利用fork函数的不同返回值，来做不同的事情：
1 #include <stdio.h> 2 #include <unistd.h> 3 #include <sys/types.h> 4 #include <stdlib.h> 5 6 int main () 7 { 8 pid_t ret = fork(); 9 if(ret<0) 10 { 11 perror("fork"); 12 exit(-1); 13 } 14 else if(ret == 0) 15 { 16 while(1) 17 { 18 printf("child process PID:[%d],PPID:[%d]\n",getpid(),getppid()); 19 sleep(1); 20 } 21 } 22 else 23 { 24 while(1) 25 { 26 printf("perent process PID:[%d],PPID:[%d]\n",getpid(),getppid()); 27 sleep(1); 28 } 29 } 30 return 0; 31 }然后我们编译运行一下，然后我们在使用脚本来进行监视它：
while :; do ps -axj | head -1 && ps axj | grep test |grep -v grep;sleep 1;echo "##################################";done
我们会从监视窗口看出这是两个进程，然后这两个进程之间是由父子关系的，并且这两个进程分别执行的是不同的代码，这也中可以说明，这个循环的代码是父子进程共享的，其中，父子进程执行属于它自己的部分，互不影响，我们在这其中，也看到了两个死循环交替执行，直接原因是因为有两个执行流；其中我们也看到了if elseif else这种多选一的选择中执行多个的结果，直接原因是因为有两个返回值。
为什么会有两个返回值呢？
我们在C语言或者C++中，我们的函数只会有一个返回值，也就是我们return只能返回一个值，那么有两个返回值就意味着有两个return 被执行，那么是怎么被执行的呢？
我们创建子进程时，我们的操作系统都做什么呢？
首先是执行fork的逻辑，此时在return id时，我们的子进程已经创建完成了，然后我们把它加载到内存你，生成对应的PCB，其中子进程的PCB是以父进程为模板来进行创建的，此时我们return id之前，我们就是看两个进程了，此时父进程会执行一次return，而子进程也会执行一次他return。所以就会有两个返回值，本质上就是，我们在return之前就是两个进程了。
当然我们虽然返回了两次，但是我们的返回都是id呀，我们判断的逻辑还是根据id值来判断呀，我们怎么做到返回了两次，但是每次的值不相同呢？我们后续揭晓。
进程的状态：
我们在操作系统笼统概念上理解的话，有以下几种：
新建状态：一个进程刚开始被创建完成。
运行状态：我们创建的PCB（task_struct）结构体再运行队列中排队，就叫做运行状态（在这个状态下，我们的进程可能在运行或者在排队）
阻塞状态：等待非CPU资源就绪的状态，就叫做阻塞状态。
挂起状态：当内存不足时，我们的操作系统通过适当的置换代码的数据到磁盘中，这个状态就叫做挂起状态。
退出状态：我们的进程可以被回收。
但是我们在Linux系统下，我们有更为具体的进程状态：我们Linux源码上有这样一些的解释说明：
/* * 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。（对应上述的运行状态）
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（nterruptible sleep））（对应的是上述的阻塞状态）其中我们的S状态，我们一般情况下如果这个进程和硬件有交互的话，那么就会是S状态，比如我们打印一些字符，此时虽然在运行，但是我们的在和硬件交互，我们有很长一段时间都是在等待显示器的队列中，所以我们的状态为阻塞状态。
如果我们不进行打印数据，那么我们的进程就会处于运行状态。
此时我们可以看到，我们的状态变为了R+。
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。（对应的是上述的阻塞状态）
对于这个状态来说，我们一般是一个进程在对磁盘数据进行写入时，防止我们CPU因为内存紧张从而让我们的进程杀死，然后导致我们进程的数据丢失，我们把它设置为不可中断的睡眠状态，我们没办法终止它，只能让他自动醒来，即使是kill 的9号信号也不行。
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。（常用于调试状态）
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（瞬时性非常强，不能够看到）僵尸进程（Z）：我们通常进程是都是创建的父子进程，那我们如果子进程突然挂了，但是父进程没事，此时我们的子进程还不能够直接被系统回收，那么此时的子进程我们称为僵尸进程。
刚开始我们的子进程时一个正常的进程，然后我们子进程突然挂了，状态上也变为了Z状态，后面还有一个 <defunct>表示失效的，也就是此时这个子进程已经成变成了一个僵尸进程，而我们的父进程还在正常运行。（关于僵尸进程的内容我们后续在进程控制时进行详细讲解）孤儿进程:
那我们如果在父子进程中，我们的父进程突然挂了，那么我们子进程突然没有人能够管理了，这怎么办呢?这种情况被称为孤儿进程，我们还要有进程进行收留呀，我们的操作系统进行管理，也就是1号进程进行管理。
