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冯诺依曼体系结构（计算机组成原理与体系结构）
我们常见的计算机，如笔记本。我们不常见的计算机，如服务器，大部分都遵守冯诺依曼体系
至目前，我们所认识的计算机，都是有一个个的硬件组件组成:
输入单元：包括键盘, 鼠标，扫描仪, 写板等
中央处理器(CPU)：含有运算器和控制器等
输出单元：显示器，打印机等
关于冯诺依曼，必须强调几点：
- 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)
- 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。
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，请解释，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。如果是在qq上发送文件呢？
解答答：发消息时，输入设备读入键盘的数据，通过中断放方式，输入到内存中，然后cpu控制内存和输出设备（屏幕），将数据从内存中输出到输出设备中，显示你所输入的字符。点击发送后，在发送中cpu控制网卡和内存，将数据从内存中输出到网卡中，接受聊天信息的对方通过网卡读取数据到内存中，然后又从内存中输入到他的屏幕上。发送完毕
操作系统(Operator System)
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OS的目的
- 定位与硬件交互，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
定位
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
如何理解 "管理"
- 管理的例子
- 描述被管理对象
- 组织被管理对象
总结
计算机管理硬件
- 1. 描述起来，用struct结构体
- 2. 组织起来，用链表或其他高效的数据结构
系统调用和库函数概念
- 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。
承上启下
那在还没有学习进程之前，就问大家，操作系统是怎么管理进行进程管理的呢？很简单，先把进程描述起来，再把 进程组织起来！
一、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。
描述进程-PCB
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
task_struct-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。
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
- 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
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
查看进程
进程的信息可以通过 /proc 系统文件夹查看
如：要获取PID为1的进程信息，你需要查看/proc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。
通过系统调用获取进程标示符
- 进程id（PID）
- 父进程id（PPID）
通过系统调用创建进程-fork初识
- 运行man fork认识fork
- fork有两个返回值
父子进程代码共享，数据各自开辟空间，私有一份（采用写时拷贝）
include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
int ret = fork();
printf("hello proc : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret);
sleep(1);
return 0;
}- fork 之后通常要用if进行分流
#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
int ret = fork();
if(ret < 0){
perror("fork");
return 1;
}
else if(ret == 0){ //child
printf("I am child : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret);
}else{ //father
printf("I am father : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret);
}
sleep(1);
return 0;
}进程状态
看看Linux内核源代码怎么说
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）。 下面的状态在kernel源代码里定义：
/*
* 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））。S状态，它也是阻塞状态的一种。
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。D状态，它也是阻塞状态的一种。
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。
进程状态查看
ps aux / ps axj 命令
这里的就绪态和执行态都是R
Z(zombie)-僵尸进程
- 僵死状态（Zombies）是一个比较特殊的状态。当进程退出并且父进程（使用wait()系统调用,后面讲） 没有读取到子进程退出的返回代码时就会产生僵死(尸)进程
- 僵死进程会以终止状态保持在进程表中，并且会一直在等待父进程读取退出状态代码。
- 所以，只要子进程退出，父进程还在运行，但父进程没有读取子进程状态，子进程进入Z状态
一个创建维持30秒的僵死进程例子：
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{
pid_t id = fork();
if(id < 0){
perror("fork");
return 1;
}
else if(id > 0){ //parent
printf("parent[%d] is sleeping...\n", getpid());
sleep(30);
}else{
printf("child[%d] is begin Z...\n", getpid());
sleep(5);
exit(EXIT_SUCCESS);
}
return 0;
}僵尸进程危害：
- 进程的退出状态必须被维持下去，因为他要告诉关心它的进程（父进程），你交给我的任务，我办的怎么样了。可父进程如果一直不读取，那子进程就一直处于Z状态？是的！
- 维护退出状态本身就是要用数据维护，也属于进程基本信息，所以保存在task_struct(PCB)中，换句话 说，Z状态一直不退出，PCB一直都要维护？是的！
- 那一个父进程创建了很多子进程，就是不回收，是不是就会造成内存资源的浪费？是的！因为数据结构 对象本身就要占用内存，想想C中定义一个结构体变量（对象），是要在内存的某个位置进行开辟空间！
- 内存泄漏?是的！
- 如何避免？后面讲
子进程结束时，进入僵尸进程，并且向父进程发送SIGCHLD信号，如果他的父进程没使用（安装）SIGCHLD信号处理函数调用wait或waitpid()等待子进程结束，又没有显式忽略该信号，那么它就一直保持僵尸状态，如果这时父进程结束了，那么init进程自动会接手这个子进程，为它收尸，它还是能被清除的。
进程状态总结
至此，值得关注的进程状态全部讲解完成，下面来认识另一种进程
孤儿进程
- 父进程如果提前退出，那么子进程后退出，进入Z之后，那该如何处理呢？
- 父进程先退出，子进程就称之为“孤儿进程”
- 孤儿进程被1号init进程领养，当然要有init进程回收喽。
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{
pid_t id = fork();
if(id < 0){
perror("fork");
return 1;
}
else if(id == 0){//child
printf("I am child, pid : %d\n", getpid());
sleep(10);
}else{//parent
printf("I am parent, pid: %d\n", getpid());
sleep(3);
exit(0);
}
return 0;
}
进程优先级
基本概念
- cpu资源分配的先后顺序，就是指进程的优先权（priority）。
- 优先权高的进程有优先执行权利。配置进程优先权对多任务环境的linux很有用，可以改善系统性能。
- 还可以把进程运行到指定的CPU上，这样一来，把不重要的进程安排到某个CPU，可以大大改善系统整体性能。
查看系统进程
在linux或者unix系统中，用ps –l命令则会类似输出以下几个内容：
我们很容易注意到其中的几个重要信息，有下：
PRI and NI
- PRI也还是比较好理解的，即进程的优先级，或者通俗点说就是程序被CPU执行的先后顺序，此值越小进程的优先级别越高
- 那NI呢?就是我们所要说的nice值了，其表示进程可被执行的优先级的修正数值
- PRI值越小越快被执行，那么加入nice值后，将会使得PRI变为：PRI(new)=PRI(old)+nice 这样，当nice值为负值的时候，那么该程序将会优先级值将变小，即其优先级会变高，则其越快被执行
- 所以，调整进程优先级，在Linux下，就是调整进程nice值
- nice其取值范围是-20至19，一共40个级别
PRI vs NI
- 需要强调一点的是，进程的nice值不是进程的优先级，他们不是一个概念，但是进程nice值会影响到进 程的优先级变化。
- 可以理解nice值是进程优先级的修正修正数据
查看进程优先级的命令
以及用top命令更改已存在进程的nice：
- top
- 进入top后按“r”–>输入进程PID–>输入nice值
其他概念
- 竞争性: 系统进程数目众多，而CPU资源只有少量，甚至1个，所以进程之间是具有竞争属性的。为了高效完成任务，更合理竞争相关资源，便具有了优先级
- 独立性: 多进程运行，需要独享各种资源，多进程运行期间互不干扰
- 并行: 多个进程在多个CPU下分别，同时进行运行，这称之为并行
- 并发: 多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式，在一段时间之内，让多个进程都得以推进，称之为 并发
环境变量
基本概念
- 环境变量(environment variables)一般是指在操作系统中用来指定操作系统运行环境的一些参数
- 如：我们在编写C/C++代码的时候，在链接的时候，从来不知道我们的所链接的动态静态库在哪里，但是照样可以链接成功，生成可执行程序，原因就是有相关环境变量帮助编译器进行查找。
- 环境变量通常具有某些特殊用途，还有在系统当中通常具有全局特性
常见环境变量
- PATH : 指定命令的搜索路径
- HOME : 指定用户的主工作目录(即用户登陆到Linux系统中时,默认的目录)
- SHELL : 当前Shell,它的值通常是/bin/bash。
查看环境变量方法
echo $NAME //NAME:你的环境变量名称
测试PATH
1. 创建test_env.c文件
#include <stdio.h>
int main()
{
printf("打印\n");
return 0;
}2. 对比./hello执行和之间hello执行
3. 为什么有些指令可以直接执行，不需要带路径，而我们的二进制程序需要带路径才能执行？
4. 将我们的程序所在路径加入环境变量PATH当中, export PATH=$PATH:hello程序所在路径
5. 对比测试
6. 还有什么方法可以不用带路径，直接就可以运行呢？
test_env：可执行程序
我们先更改PATH这个环境变量，在其上添加test_env所在的文件夹：
一开始PATH为
使用export添加，下面两条命令本质是一样的
然后就可以不同带路径运行test_env
测试HOME
root：
普通用户
和环境变量相关的命令
1. echo: 显示某个环境变量值
2. export: 设置一个新的环境变量
3. env: 显示所有环境变量
4. unset: 清除环境变量 HOME 的关系
5. set: 显示本地定义的shell变量和环境变量
环境变量的组织方式
通过代码如何获取环境变量
命令行第三个参数
#include <stdio.h>
int main(int argc, char *argv[], char *env[])
{
int i = 0;
for(; env[i]; i++){
printf("%s\n", env[i]);
}
return 0;
}通过第三方变量environ获取
#include <stdio.h>
int main(int argc, char *argv[])
{
extern char **environ;
int i = 0;
for(; environ[i]; i++){
printf("%s\n", environ[i]);
}
return 0;
}libc中定义的全局变量environ指向环境变量表,environ没有包含在任何头文件中,所以在使用时 要用extern声明。
通过系统调用获取或设置环境变量
getenv
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{
printf("%s\n", getenv("PATH"));
return 0;
}常用getenv和putenv函数来访问特定的环境变量。
环境变量通常是具有全局属性的
环境变量通常具有全局属性，可以被子进程继承下去
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{
char * env = getenv("MYENV");
if(env){
printf("%s\n", env);
}
return 0;
}直接查看，发现没有结果，说明该环境变量根本不存在
- 导出环境变量 export MYENV="hello world"
- 再次运行程序，发现结果有了！说明：环境变量是可以被子进程继承下去的！想想为什么？
实验
如果只进行MYENV＝“helloworld” ,不调用export导出，在用我们的程序查看，会有什么结果？为什么？
普通变量(本地变量)不是环境变量
程序地址空间
研究背景
- kernel 2.6.32
- 32位平台
程序地址空间
关于c/c++的内存空间为：
- 代码（常量）区/代码段：存放函数体的二进制代码，由操作系统进行管理的
- 全局（静态）区/数据段：存放全局变量和静态变量以及常量
- 栈区：由编译器自动分配释放, 存放函数的参数值,局部变量等
- 堆区：由程序员分配和释放,若程序员不释放,程序结束时由操作系统回收
实验的代码
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int g_val = 0;
int main()
{
pid_t id = fork();
if(id < 0){
perror("fork");
return 0;
}
else if(id == 0){ //child
printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}else{ //parent
printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}
sleep(1);
return 0;
}输出
- //与环境相关，观察现象即可
- parent[2995]: 0 : 0x80497d8
- child[2996]: 0 : 0x80497d8
我们发现，输出出来的变量值和地址是一模一样的，很好理解呀，因为子进程按照父进程为模版，父子并没有对变 量进行进行任何修改。可是将代码稍加改动:
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int g_val = 0;
int main()
{
pid_t id = fork();
if(id < 0){
perror("fork");
return 0;
}
else if(id == 0){ //child,子进程肯定先跑完，也就是子进程先修改，完成之后，父进程再读取
g_val=100;
printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}else{ //parent
sleep(3);
printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}
sleep(1);
return 0;
}输出结果：
//与环境相关，观察现象即可
- child[3046]: 100 : 0x80497e8
- parent[3045]: 0 : 0x80497e8
我们发现，父子进程，输出地址是一致的，但是变量内容不一样！能得出如下结论:
- 变量内容不一样,所以父子进程输出的变量绝对不是同一个变量
- 但地址值是一样的，说明，该地址绝对不是物理地址！
- 在Linux地址下，这种地址叫做 虚拟地址
- 我们在用C/C++语言所看到的地址，全部都是虚拟地址！物理地址，用户一概看不到，由OS统一管理
OS必须负责将 虚拟地址 转化成 进程地址空间 物理地址、
所以之前说‘程序的地址空间’是不准确的，准确的应该说成进程地址空间 ，那该如何理解呢？看图
解释：上图中的地址空间是在计算机物理上不存在的， 是在程序员思维上的，然后PCB（task_struct）是物理上真实存在的，页表也是物理上真实存在的。他们被认为在存储在计算机的进程地址空间的内核空间上。
Linux2.6内核进程调度队列
一个CPU拥有一个runqueue
如果有多个CPU就要考虑进程个数的负载均衡问题
优先级
普通优先级：100～139（我们都是普通的优先级，想想nice值的取值范围，可与之对应！）
实时优先级：0～99（不关心）
活动队列
- 时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在该队列
- nr_active: 总共有多少个运行状态的进程
- queue[140]: 一个元素就是一个进程队列，相同优先级的进程按照FIFO规则进行排队调度,所以，数组下标就是优先级！
- 从该结构中，选择一个最合适的进程，过程是怎么的呢？
1. 从0下表开始遍历queue[140]
2. 找到第一个非空队列，该队列必定为优先级最高的队列
3. 拿到选中队列的第一个进程，开始运行，调度完成！
4. 遍历queue[140]时间复杂度是常数！但还是太低效了！
- bitmap[5]:一共140个优先级，一共140个进程队列，为了提高查找非空队列的效率，就可以用5*32个 比特位表示队列是否为空，这样，便可以大大提高查找效率
过期队列
- 过期队列和活动队列结构一模一样
- 过期队列上放置的进程，都是时间片耗尽的进程
- 当活动队列上的进程都被处理完毕之后，对过期队列的进程进行时间片重新计算
active指针和expired指针
- active指针永远指向活动队列
- expired指针永远指向过期队列
- 可是活动队列上的进程会越来越少，过期队列上的进程会越来越多，因为进程时间片到期时一直都存在 的。
- 没关系，在合适的时候，只要能够交换active指针和expired指针的内容，就相当于有具有了一批新的活 动进程！
总结
在系统当中查找一个最合适调度的进程的时间复杂度是一个常数，不随着进程增多而导致时间成本增 加，我们称之为进程调度O(1)算法！
关于PCB链接的队列的细节：
linux中进程被描述成一个结构体task_struct，其中内嵌一个结构体，用于链接，如下代码：
struct task_struct {
//...其他信息
struct node link_struct;
}
struct node{
struct node* next;
struct node* prev;
}
我们可以画如下图：我们现在已知一个进程的PCB，我们可以通过link_struct找到前后进程的link_struct。然后我们通过一系列变换找到，task_struct的起始地址。
- 首先找到下一个task_struct与link_struct之间的偏移量，&((task_struct*)0->link_struct)，取0地址的task_struct，通过已知的task_struct的信息，最后取地址，计算出偏移量。
- 然后用link_struct.next 减去偏移量，及：link_struct.next - &((task_struct*)0->link_struct)，就得出下一个task_struct的起始地址。
- 最后，利用（task_struct *）改变步长信息，即：（task_struct *) link_struct.next - &((task_struct*)0->link_struct)。得到下一个task_struct的指针，然后可以访问task_struct的所有内容。
总结：之所以这样处理链接，不用task_struct *链接，这样可以灵活的将不同类型的task_struct链接成队列。
