linux-进程--02

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作者：٩( ‘ω’ )و260
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linux-进程–02

查看进程

指令：ps axj | head -1 && ps axj | grep xxx
ps是一个指令，作用是查看进程，后面的axj是选项，顺序可以不做区分，随后通过管道将显示的进程的第一行显示出来，此时显示的是表头，同时再对显示的进程进行过滤操作，找到我们想要的进程信息。

有关ps的选项我们后面再来说。

既然ps是查看指令，那么ps是在哪里查看的呢？
我们知道linux下一切皆文件，所以进程肯定会使用一个文件来存储，该文件是根目录下的proc文件。而且该目录中存储正在运行的进程。

proc目录中的进程文件是使用进程的pid进行命名的。

在proc目录下的进程文件中，我们需要知道cwd属性的作用。
情景：当我们fopen打开文件时，如果说改文件不存在，就会在当前路径下创建该文件，什么是当前文件？

一开始没有file.txt文件，这里直接说结论:进程中的cwd属性表示当前路径，由PCB存储，决定cwd的路径是进程启动时的的路径在哪里。我们来验证一下，使用chdir接口来对该cwd属性进行修改，再来看file.txt文件的位置。

这样我们就完成了对cwd属性的修改

创建子进程–fork初识

有子进程就有父进程，那么我们如何创建一个子进程呢–fork函数

前面我们已经学习了如何查看子进程的pid，查看父进程的pid的接口为getppid()。

为什么这里代码执行是这样的我们放到fork的特性中来讲解，这里只需要知道fork能够用来创建子进程即可。
那么父进程的父进程是什么呢？
通过前面我们已知父进程的pid为11338，我们通过id找到进程名称是什么？
指令:ps -p pid -o comm-

结论：在xshell中自己编写的程序和内置的指令程序父进程都是命令行解释器(即bash)，bash底层创建子进程的方式其实就是fork函数。而且，同一个父进程可以创建多个子进程，父进程：子进程 = 1 ： n。即linux的进程结构也是多叉树结构。
那么我们思考一下，父进程再向上追溯，计算机的第一个进程是什么？操作系统。当我们计算机开机的时候，其实就是在加载操作系统。

fork特性

fork函数其实是有返回值的
如果子进程创建成功，会给子进程返回0，会给父进程返回子进程pid，如果子进程创建失败，返回-1。
既然fork函数给父进程和子进程的返回值不相同，我们就可以利用返回值不同的特点来对父子进程进行分流。
为什么要对父子进程分流，创建子进程的目的是让子进程完成和父进程不同的任务，如果任务相同，那为什么还创建子进程呢？直接交给父进程完成就好。
我们先来以一个例子来讲解：

问题1：为什么给父进程返回的是子进程的pid，为什么给子进程返回的是0？
问题2：为什么return能够返回两次，即返回两个值？
问题3：为什么id一个变量能够同时接收两个值，即又 >0 ，又 =0？

先来解决问题1，给父进程返回子进程的pid的目的是父进程方便对子进程进行管理，而给子进程返回0是表示子进程创建成功了。

问题2：为什么能够返回两次，在之前我们学习算法的过程中，当我们return时，表示该函数的核心逻辑代码已经执行完毕，当fork函数返回时，是不是代表此时子进程已经创建了？是，当只有父进程时，运行父进程中的代码是从哪里来的？磁盘文件，当我们fork子进程，子进程的代码从哪里来？没有地方来，所以父进程的PCB和代码数据就会用来初始化子进程(除了表示进程的属性，如pid)。即代码共享。父子进程会执行同一份代码。所以会返回两次。

问题3：为什么一个id变量能够保存两个值？此处涉及程序空间地址，这里只能浅浅的讲一下原因。
当一个程序编程二进制文件时，程序中的变量会被二进制文件记录下来吗？不会，二进制文件此时存储的是变量的地址。
当一个进程创建时，也会创建一个虚拟地址空间，变量的地址被存储在其中，当创建子进程时，由于父子进程数据共享，使用父进程的PCB和代码初始化子进程，同时也会使得父进程的虚拟地址空间初始化子进程的虚拟地址空间，此时就有两个相同的地址对应到物理内存上。如果对该位置进行写入的话，就会发生写时拷贝，会重新开辟一个新的空间来存储新的值。

理解方式：可以理解为有两个相同的引用变量引用了相同的物理内存空间，该引用变量叫id，当发生写入时，理解为深拷贝创建新的空间。

为什么会写时拷贝需要创建新的空间？为了独立父子进程，因为我对父进程或者子进程进行写入时，不希望影响到其他进程。即增强了进程间的独立性
什么时候发生写入操作？return时，return就是将寄存器中的临时数据move(写入)，此时发生写时拷贝。

进程状态

运行状态,阻塞状态和挂起状态

进程状态的大致流程。
首先，在cpu中，有一个操作系统调度队列(runqueue)，其中存储的类型是
struct task_struct head*，特性是先进先出，可以类比投递工作，hr管理的是简历，而不是人。在调度队列中的进程，此时就处于运行状态。

阻塞状态我们从两个角度来理解，第一个角度是现象，其次是OS角度理解阻塞。
现象：当我们程序中有scanf的代码时，如果我们一直不输入数据，进程就会阻塞。

从操作系统角度解释。
首先，操作系统的作用是管理软硬件资源，通过先描述，再组织的方式。所以产生struct device的类来描述硬件资源。在该类中含有struct task_struct* waitqueue。当进程处于运行状态的时候，执行scanf，OS发现管理键盘的类中没有就绪(没有数据输入)，该进程会从runqueue脱落，连接到管理键盘类的waitqueue类中，处于阻塞状态当用户从键盘上输入数据时，数据就绪，该进程就会被再次链入到runqueue中，此时又处于运行状态了。

结论：阻塞运行的本质，PCB在谁提供的队列中。即一个进程需要什么资源，PCB就会链入到对应硬件的描述结构体所对应的队列中，操作系统等待资源就绪时，进程重新链入运行状态

当cpu正在执行进程中的代码和数据时，突然发现内存空间不够了(如正在下载东西，或者打开一个耗费内存的杀毒软件)，如果cpu执行的进程中的代码需要malloc内存资源，虽然内存不够，但是OS还是会允许开辟空间，为了腾出多于的内存，会让某些进程的代码数据拷贝到磁盘上的swap分区，内存中的代码数据就会删除。该过程进程处于挂起状态

特点:PCB还在内存中，代码和数据在磁盘中。

问题1：swap分区是什么？
问题2：如果把进程放在swap分区中，内存还是不够怎么办？

问题1：磁盘中的每一个盘都有一个swap分区，当内存空间不足时，用于与内存中的代码交互，代码数据从内存swap out到swap分区，反之swap in到内存，可以理解为动态扩展内存，一般swap分区时内存大小的1~2倍，swap分区不推荐太大，防止过度swap，因为swap会进行一次IO操作，过度swap导致速度下降。

问题2：比如阻塞状态的代码，此时进程在等待键盘事件，即进程此时什么事都没干，就是在等，所以可以直接将阻塞状态的代码和数据swap out(换出)到swap分区，即阻塞挂起状态
如果内存还不够，OS就会将运行状态的进程也会swap out到swap分区，即运行挂起状态，如果还不够，OS就会杀掉进程，比如：程序突然闪退就是在杀掉进程。

进程状态具体表示

通过上面的学习，我们了解到了进程状态，那么，进程状态的具体表现是什么状态呢？
分为7种状态

R(runing)：包含就绪状态 + 运行状态。通过代码观察现象

问题：问什么这里有无printf导致进程状态不同？为什么我在运行这个内存但是却不是R状态而是S状态(睡眠状态)？
printf需要和显示器硬件交互，内存和显示器硬件的交互速度远远小于cpu与内存的交互速度，printf底层遇到\n会调用系统级函数write往显示器上写内容,即刷新缓冲区，printf的内容需要先到达缓冲区，刷新缓冲区内容才能够显示到显示屏上，由于cpu和内存交互速度很快，缓冲区很快就能够填满，所以，进程大量的时间都是在等待显示器刷新缓冲区等操作的。所以是S状态。同理，sleep函数也会和硬件计时器交互，同样也是S状态

S(sleep)：可被中断休眠（浅度睡眠），包含阻塞状态
阻塞状态前面我们已经说了，在这里补充前后台进程。请问上面图片，我们在查看进程状态时，状态后面的+号是什么意思？
前台进程是状态后面带+号，反之是后台进程。

两者区别：退出状态的差别。
前面我们强制退出程序都是使用ctrl + c，前台进程可以使用ctrl + c结束程序还可以使用信号的形式。
指令：kill -9 进程pid，-9其实就是一种信号，信号的种类后面会慢慢讲到的。

来看演示：

后台进程只能够使用信号方式终止，使用ctrl + c无法终止，从现象来看，望文生义，在手机中不用的程序我们放在后台，linux中也是如此，使用ctrl + c的话OS不知道需要终止哪个程序。从底层来看，ctrl + c触发一个系统事件信号(中断信号)，这种终端触发的信号都会发送给占据前台的进程。

来演示之前，前台进程转后台进程的指令：
./进程名 &

能够发现按下ctrl没有任何反应。只能使用信号中断

D(disk sleep)：不可被中断程序，即深度睡眠，包含阻塞状态
情景：当我们进程要求磁盘对数据进行写的操作时，倘若需要写入到磁盘中100M，该进程需要接收磁盘读写的最终结果，看是否读取成功，但是磁盘在写的过程中，，内存突然不够了且到了需要杀进程的地步，OS发现了这个进程一直在等待，OS将该系统杀了。如果磁盘数据读取失败，磁盘会将已经读取的无效数据删除，这样就造成了资源损失。
为了解决该情况，linux中添加了D状态，表示即使内存空间很少很少了，该进程也不能杀。

运用场景：数据拷贝，数据迁移，大量IO。

创建D状态的进程指令：
dd if=/dev/sdx_nonexistent of=/dev/null bs=1M，类似数据拷贝，只不多数据在文件中，if(input file)和of(output file)。这里知道就行了

如果大量进程出现D状态，说明操作系统快废了，因为D状态的进程信号都杀不掉(前面已经说了，防止数据丢失)，只能等IO结束。如果说磁盘有问题，一直给不出写的结果，但是该进程就会一直进行，最终资源耗尽，内存泄漏。

T(stoped)：暂停状态
暂停状态是错误操作时，进程会直接暂停。
暂停进程指令:kill -19 进程pid
继续进程指令:kill -18 进程pid

这里不过多讲解

t(trace stop)：追踪暂停
该状态主要使用在gdb中，gdb中遇到断点就会暂停，可以理解为在断点行发送了kill -19信号，点击n(next，逐语句)等价于发送了kill -18信号。逐过程也如此

在第7行打断点，并且r运行到断点处。
并且此时状态修改

z(zombie)：僵尸进程
x(dead)：死亡进程
设置进程的目的是完成某个任务，当进程将要结束时，需要检查进程任务是否完成等等退出信息。当僵尸进程被父进程通过OS回收时，进程状态修改为x状态。
所以僵尸进程需要维护自己进程的PCB信息。
来看看僵尸进程，关键是不要被父进程回收:

此时我的父进程一直在循环，没有对子进程进行任何回收操作。如果回收了，z状态就会变成x状态，x状态是一瞬间的，基本上看不到
为什么有僵尸进程？目的是OS检测进程退出信息。
退出信息中包含什么呢？
数字 + 退出信号，如在int main函数为什么最后要返回0，即根据返回值查看代码是否正常进行完毕。退出信号检测由于什么信号退出，收到的信号值是什么
退出信息保存在哪里？进程自己的task_struct中。回收的本质获取进程退出时，该进程中的退出信息并将进程状态设置为x
如何回收？
利用函数，需要子进程pid，所以fork时需要给父进程传递子进程id。
注意：僵尸进程必须回收，因为僵尸进程一直会维护自己的PCB，不回收，造成内存泄漏