进程的基本理解

原创 于 2022-09-16 23:30:28 发布 · 795 阅读 · 0 ·
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进程的基本理解

进程的概念属于Linux系统编程的一部分，Linux系统编程要解决的问题有4点。

  1. 任务与任务之间的关系
  2. 任务与任务之间的同步
  3. 任务与任务之间的通信
  4. 任务与任务之间的作用

冯诺依曼体系结构

虽然进程属于计算机软件的概念，但是理解计算机硬件的基本组成对学习软件也有帮助。计算机硬件的基本结构是冯诺依曼体系结构。该结构认为计算机硬件可以大致被分为：输入设备、输出设备(I/O设备)、内存、CPU.其中CPU的核心是运算器和控制器。

在这里插入图片描述

CPU中的运算器可以进行运算，这里的运算不是常规的1+1=2,这种运算被称为算数运算，运算器不仅可以进行算数运算，也可以进行逻辑运算，判断真假也属于运算。这两种运算简称算罗运算。CPU中的控制器可以响应外部事件，起到控制作用。

内存

在冯诺依曼体系结构中有内存这个东西，I/O设备与CPU之间的交互都是通过内存完成的。原因：在冯诺依曼体系结构中，输入设备的本质是产生数据,输出设备的本质是保存数据，输入设备不能直接把数据交给CPU处理，输出设备也不能直接从CPU中拿数据，这个过程要通过内存间接完成，本质上是各种硬件的运算速度不同，CPU的运算速度要远远大于I/O设备，于是通过把数据转到内存，CPU直接从内存中拿数据，可以缩小因为硬件的运算速度差距造成的影响。冯诺依曼体系结构在输入设备、输出设备和CPU之间加了一个内存,提高了外设与CPU之间的交互速度，外设把数据加载到内存，CPU从内存中读取数据，经过运算，写回内存，数据再从内存加载到外设，大大提高了外设与CPU交互的速度。

离CPU越近的存储设备，速度越快，价格越高，越远的则相反。速度：CPU中的寄存器>内存>硬盘。CPU中的寄存器和内存属于掉电易失的存储介质，只要断电，里面的内容就容易丢失，硬盘则能长时间存储数据。

对于一个程序，想要运行它，必须要先加载到内存，这是由冯诺依曼体系结构决定的，因为CPU只和内存打交道。

操作系统的基本理解

进程管理是操作系统的核心之一，要理解进程，首先要对操作系统有一个大概的了解。

操作系统是一个对软硬件资源进行管理的软件。对上操作系统需要给用户提供一个良好的使用环境，对下操作系统要管理好软硬件资源，保证系统的稳定性。对软硬件资源的管理是手段，对上提供一个良好的使用环境是目的。

操作系统的管理

采用类比的方式理解操作系统的管理。

我们将学校中的人分为3种，校长，辅导员，学生。其中校长是管理者，学生是被管理者。管理者与被管理者之间可以不直接沟通，管理者只要能够拿到被管理者的数据，通过分析被管理者的数据进行某种决策，让辅导员执行该决策，就间接实现了管理的目的。校长对于学生的管理，不是对学生本身的管理，是对学生数据的管理。管理，是对被管理对象的数据进行管理

两个基本的问题：Q1:校长如何拿到学生的数据？Q2:校长的决策由谁执行?

校长通过辅导员拿到学生的数据，校长的决策由辅导员执行。辅导员是执行者。校长是操作系统，学生是底层的硬件，而辅导员则充当驱动程序的角色。操作系统是对软硬件进行管理的程序，校长管理辅导员(驱动程序，软件)，也管理学生(硬件)。校长管理学生是进行先描述，在组织。校长可以将每一名学生定义为一个结构体对象。再把每一个结构体对象通过链表的形式链接在一起，这样对于学生的管理就变为了对链表的增删查改。

Linux内核是用C语言写的，Linux操作系统对硬件的管理本质上是对硬件的所有属性数据做管理。操作系统拿到硬件的数据，将其抽象为统一的数据结构，这样一来，对硬件的管理就变为对该数据结构的操作。

Linux操作系统的核心：内存管理，进程管理，驱动管理，文件系统。操作系统是假设所用用户都不值得信任的，用户不能直接访问操作系统，一是直接访问的方式成本太高，二是不安全。因此，操作系统只对外提供系统接口,我们可以调用这些接口，称为system call,系统调用。这些系统接口本质上就是用C语言写的函数。调用这些接口就是在调用函数。但是由于系统调用的接口使用起来成本也比较高，而且有些接口还和操作系统本身有关，所以在系统接口之上提供了图形化界面和shell外壳程序。相当于是对系统调用接口的封装，这些封装又被称为第三方库，把系统调用接口以第三方库的形式封装起来供使用，大大降低了使用难度。

进程

在Linux操作系统下，运行一条命令(ls,pwd)，或者./a.out运行一个程序，在系统层面，就是创建了一个进程，当一个程序被加载到内存中时，严格来说已经不能被称为程序，应该被叫做一个进程。Linux同时存在大量的进程在系统中，需要对这些进程进行管理，如何管理?答案是先描述，在组织。

描述

当同时存在大量的进程在系统中时，Linux操作系统为了描述不同的进程，给每一个进程创建了他所对应的PCB结构体，全称是进程控制块。这个结构体里面记录了进程的所有属性。将每一个进程的PCB结构体用链表链接起来，这样对于进程的管理就变为对PCB结构体链表的增删查改，也就变成了对于一种具体数据结构的操作。

进程=对应的代码和数据+描述该代码和数据的PCB结构体，单纯的代码和数据严格来说不能被称为进程

PCB

PCB的全称是process control block,进程控制块。PCB是进程控制块的统称，在不同的操作系统下，进程控制块是不一样的，Linux系统下的PCB结构体是struct task_struct.

task_struct是Linux内核的一种数据结构，它会被装载到内存中并且里面包含进程的所有属性。

struct task_struct
{
    标识符(pid,一个无符号整数):描述该进程的唯一符号，用来区分其他进程;
    状态：任务状态，退出代码，退出信号;
    优先级：该进程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指令的下一条指令的地址;
    内存指针:简单理解就是指向程序对应的代码和数据在内存中位置的指针;
    上下文数据:进程执行时处理器的寄存器中的数据;
    I/O状态信息;
    记账信息:该进程被处理器所处理的总时间，等等;
    ......................................
};

组织进程

所有运行在Linux操作系统的中进程，他们的属性都是以task_struct链表的形式存在内核里面的，每个进程都有它的task_struct,每一个进程的task_struct最终都会以链表的形式链接到一起，通过对该链表的操作，实现对进程的管理。这个链表不是普通的单链表，是一种特殊的双向链表

查看进程

查看进程使用ps命令。

[slowstep@localhost ~]$ ps
   PID TTY          TIME CMD
  2365 pts/0    00:00:00 bash
  3473 pts/0    00:00:00 ps
//PID表示该进程的进程ID,bash这个进程的进程id是2365.
//bash是linux的shell外壳程序

运行ps,本质上也是创建进程，所以会有ps的进程id

ps常用的搭配

ps -ajx
ps -ajx | head -1 && ps -ajx | grep '关键字'
//&&表示左边的命令执行成功就指向右边的，否则就不执行右边的

Linux下所有的进程都在/proc这个目录下。

ls -al /proc

可以在该目录下找到当前的进程信息

ls -al /proc | grep '进程的id号'

获取当前进程的pid与ppid

NAME
       getpid, getppid - get process identification

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

       pid_t getpid(void);
       pid_t getppid(void);
//pid_t 是无符号整数，相当于unsigned int

使用的函数是getpid和getppid,需要包含<sys/types.h>和<unistd.h>头文件。ppid是当前进程父进程的进程id

#include<stdio.h>
#include<sys/types.h>
#include<unistd.h>
int main()
{
    pid_t id=getpid();
    while(1)
    {
        printf("----------------\n");
        printf("当前进程的id是%d\n",id);
        printf("当前进程的父进程id是%d\n",getppid());
        printf("----------------\n");
        sleep(2);
    }
    return 0;
}

结果：

当前进程的id是4141
当前进程的父进程id是2365

ps -ajx | head -1 && ps -ajx | grep '1.out'
PPID    PID   PGID    SID TTY       TPGID STAT   UID   TIME COMMAND
2365   4141   4141   2365 pts/0      4141 S+    1000   0:00 ./1.out
4087   4187   4186   4087 pts/1      4186 R+    1000   0:00 grep --color=auto 1.out

可以看到pid为4141的进程的父进程id是2365

ls -al /proc | grep '2365' 
dr-xr-xr-x.   9 slowstep       slowstep                     0 Aug 20 20:54 2365
ls -al /proc | grep '4141' 
dr-xr-xr-x.   9 slowstep       slowstep                     0 Aug 20 22:28 4141

ps -ajx | head -1 && ps -ajx | grep '2365'
PPID    PID   PGID    SID TTY       TPGID STAT   UID   TIME COMMAND
2357   2365   2365   2365 pts/0      4141 Ss    1000   0:00 -bash

pid为2365的进程的ppid是2357，这个进程是Linux的shell外壳程序bash.我们平时运行的命令或者可执行程序都是以bash的子进程的方式去运行的

杀掉进程（kill）

kill -9 4141

----------------
当前进程的id是4141
当前进程的父进程id是2365
----------------
Killed

kill -l      //可以查看所有可用的信号

创建子进程

创建子进程使用fork函数

NAME
       fork - create a child process

SYNOPSIS
       #include <unistd.h>

       pid_t fork(void);

fork函数有两个返回值。

  1. fork函数创建子进程成功，给父进程返回子进程的pid,给子进程返回0
  2. 创建失败，返回-1
#include<stdio.h>
#include<sys/types.h>
#include<unistd.h>
int main()
{
    printf("我是父进程，我的pid是%d\n",getpid());
    pid_t id=fork();
    if(id==-1)
    {
        perror("创建子进程失败：");
    }
    else if(id>0)
    {
        printf("创建子进程成功!我是父进程，我的pid是%d,我的ppid是%d\n",getpid(),getppid());
    }
    else if(id==0)
    {
        printf("我是子进程，我的pid是%d,我的ppid是%d\n",getpid(),getppid());
    }
    else //理论而言不可能有else
    {
        ;
    }
    return 0;
}

结果

我是父进程，我的pid是4603
创建子进程成功!我是父进程，我的pid是4603,我的ppid是2365
我是子进程，我的pid是4604,我的ppid是1  #这里子进程的ppid=1的原因是子进程变为孤儿进程进行被1号进程领养

在fork函数之后，代码父子共享，实际上fork函数内部可以分为2个阶段，首先创建子进程，然后return id,也就是说，在return id之前，子进程已经创建完毕。return id以及其后的代码都是父子共享的，由于在return id以后父子进程的id值不一样，但是父子进程的id的虚拟地址是一样的，当虚拟地址一样而id值不一样会发生写时拷贝，映射到物理内存的不同区域，所以fork函数有2个返回值，并且父子进程打印出来的id虚拟地址是一样的。fork函数之后，代码父子共享，但是可以使用if/else控制父子能执行的代码，代码共享不代表都能执行.

进程调度

每一个进程都有它对应的task_struct结构体，进程调度相当于是在task_struct结构体形成的队列中挑选一个进程的过程，操作系统和CPU运行一个进程，就是从队列中挑选一个task_struct结构体，来执行它所对应的代码和数据。

动态检测进程

每隔一秒动态检测：

while : ;do ps -ajx | head -1 && ps -ajx | grep a.out | grep -v grep ;sleep 1;done

其中的a.out是可执行文件，执行起来以后对应一个进程。grep -v grep表示不匹配含有’grep’的信息

fork函数为什么这样返回？

fork函数给父进程返回子进程的pid,给子进程返回0，原因在于一个父进程可以有多个子进程，父进程需要管理好子进程，所以需要子进程的pid,而子进程只有一个父进程，父进程：子进程=1：n,给子进程正常返回0即可。

进程状态

对于进程的基本认识：

  1. CPU在执行进程任务时，是根据运行队列(run_queue)的先后顺序来的
  2. 进程调度是系统和CPU运行一个进程的过程
  3. fork()函数可以创建子进程，但是父子进程谁先运行是不知道的，由系统调度器决定，系统调度器可能先运行子进程，在运行父进程
  4. 当服务器压力过大时，OS可能杀掉一些进程，节省空间。

进程有不同的状态：

  • 新建：当一个进程的task_struct没有进入运行队列时，称为新建状态。在Linux内核中没有这种状态，在Linux内核中，一个进程只要产生，就会立刻进入运行队列

  • 运行：该进程的task_struct结构体正在运行队列中排队，进程还没有被执行。运行态，指的是task_struct在运行队列中排队，可能没有真正被运行。一个进程访问CPU要排队，访问磁盘，网卡，显卡等也要排队。访问CPU需要排队，这个队列称为运行队列，访问硬盘、显卡等需要排队，这些队列被称为阻塞队列。进程在排队等待CPU的资源的状态叫做运行态

  • 阻塞：阻塞状态指的是排队等待非CPU资源的就绪。例如scanf函数，在等待输入设备的输入。下载文件时网络卡死，就是在等待网卡就绪。把这种等待非CPU资源就绪的状态叫做阻塞状态。

  • 挂起：如果某一个进程在内存中，它的代码长时间没有被执行（原因可能是CPU需要执行的进程任务太多，暂时管不了这个进程），那么该进程占用了内存空间而且暂时没有被处理。此时，将该进程的代码和数据交换到磁盘的SWAP分区，等到CPU空闲了，有时间执行这个进程了，再把它的数据从SWAP分区转到内存。这种状态叫做挂起状态，即将长时间未被执行的进程的代码和数据交换到SWAP分区的状态。虽然处于挂起状态的进程它的代码和数据交换到了SWAP分区，但是它的task_struct结构体还在内存中，可以对该进程起到管理的作用。

使用ps命令可以查看到进程的不同状态。

PPID    PID   PGID    SID TTY       TPGID STAT   UID   TIME COMMAND
1947   3026   3026   1947 pts/0      3026 S+    1000   0:00 ./a.out

STAT就表示进程的状态。

  • + ：加号表示前台进程，前台进程在运行的时候不能执行其他命令。没有加号的是后台进程，后台进程在运行的时候可以执行其他命令。

    ./a.out  //前台进程
./a.out &  //后台进程

  • S :S表示休眠，对应阻塞状态，即该进程在等待某种非CPU资源的就绪，S表示的休眠状态可以中断，S状态的进程可以通过kill命令终止。也可能出现这样的情况：处于S状态的进程长时间在等待非CPU资源的就绪，而且还在内存中占用空间，如果此时CPU需要执行的进程任务太多，内存空间已经不够用了，那么操作系统会直接干掉这个S状态的进程，为其它进程在内存中腾出空间，即使这个S状态的进程在等待磁盘的写入数据。S状态的进程如果被操作系统干掉的话，可能会造成数据丢失等问题。

  • D :D状态也是睡眠状态，D状态被称为磁盘睡眠，是深度睡眠状态，即D状态的进程也是对应阻塞状态，也是在等待某种非CPU资源的就绪。但是D状态的进程不可被动唤醒，如果一个D状态的进程正在等待向磁盘写入数据，即使此时内存中存在大量需要被CPU执行的进程任务，操作系统也不能把D状态的进程杀掉，包括使用kill -9命令也无法杀掉D状态的进程。只有等到D状态的进程等待磁盘资源完毕，并且写入数据完毕，自动退出。D状态的进程除了自己退出，另外的办法就是关机重启，所以内存中不能有太多D状态的进程。使用dd命令可以演示D状态的进程

  • T(t) :T或者t表示进程处于暂停状态，这个最常见的场景就是使用gdb调试，打断点运行到某一位置停下，此时进程就处于暂停状态。S状态与T状态的区别是S状态的进程是在等待非CPU资源的就绪，T状态的进程是单纯的暂停。S状态是进程在等，T状态是进程暂停了，不动了。

  • X :X状态表示进程终止，dead,可以被立刻回收.X状态一般看不到，因为处于X状态的进程在一瞬间就被系统回收了（连同它的PCB）

  • Z :Z状态表示僵尸状态，指的是虽然进程已经退出，但是操作系统不能立刻回收，因为处于Z状态的进程退出原因比较蹊跷，需要让该进程的父进程或者操作系统检测一下这个进程，到底是因为什么原因退出的，只有当检测完毕之后，Z状态的进程才变为X,被父进程和OS回收。使用fork函数可以模拟出子进程的的Z状态。

当使用fork函数创建一个子进程时，如果子进程先执行完，子进程就会处于Z状态，此时，父进程必须调用wait函数或者waitpid函数来回收处于z状态的子进程。

Z状态进程与孤儿进程

  • Z状态的进程，可以认为它的PCB结构体还在内存中，但是它的代码和数据已经不在内存中了，因为Z状态的进程已经执行完了，只是等待它的父进程或者操作系统回收。如果Z状态的进程一直不被回收，就会造成内存泄漏。回收Z状态的进程，需要由父进程调用wait/waitpid函数。

    #include<sys/types.h> //wait函数头文件
#include<sys/wait.h>
pid_t wait(int* status);

    当一个进程调用wait函数，这个函数就会自动分析当前进程是否存在某个子进程处于Z状态,如果存在，wait就会收集这个子进程的信息，并且把它彻底销毁后返回，如果没有找到处于Z状态的子进程，那么wait函数会一直阻塞，直到有一个处于Z状态的子进程为止。如果一个进程没有子进程，wait函数就会调用失败，返回-1.只要一个进程有子进程，并且调用了wait函数，那么wait函数就会一直等，直到等到子进程变为Z状态。然后wait函数自动捕获这个处于Z状态的进程，拿到它的pid并且销毁它。

    #include<unistd.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/wait.h>
#include<stdio.h>
int main()
{
    pid_t id=fork();
    if(id==-1)
    {
        return 0;
    }
    else if(id==0)
    {
        for(int i=0;i<10;i++)
        {
            printf("I am child process,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
            sleep(1);
        }
    }
    else 
    {
        printf("I am father,pid:%d\n",getpid());
        pid_t id=wait(NULL);
        printf("捕获到了一个Z状态的进程，id是%d\n",id);
    }
    return 0;
}

    [slowstep@localhost mydir]$ ./a.out 
I am father,pid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
I am child process,pid:10531,ppid:10530
捕获到了一个Z状态的进程，id是10531  //3~12行wait函数一直在等待

  • 孤儿进程：孤儿进程指的是一个进程自身还在跑，但是它的父进程已经结束了，这样的话，最后这个进程找不到它的父进程，一旦该进程指向结束，会一直处于Z状态，没有它的父进程来回收它，这种进程叫做孤儿进程。一般孤儿进程会被1号进程领养，1号进程的名字是init,就是操作系统。即孤儿进程会被操作系统领养。

    #include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<sys/types.h>
int main()
{
    printf("父进程的pid是:%d\n",getpid());
    pid_t id=fork();
    if(id==-1){
        printf("子进程创建失败！\n");
        return 0;
    }
    else if(id>0){
        int cnt=3;
        while(cnt>=0)
        {
            printf("我是父进程，我的pid是%d\n",getpid());
            cnt--;
            sleep(1);
        }
    }
    else{
        int cnt=5;
        while(cnt>=0)
        {
            printf("我是子进程，我的pid是%d，我的ppid是%d\n",getpid(),getppid());
            cnt--;
            sleep(1);
        }
    }
    return 0;
}

    结果：

    父进程的pid是:16198
我是父进程，我的pid是16198
我是子进程，我的pid是16199，我的ppid是16198
我是父进程，我的pid是16198
我是子进程，我的pid是16199，我的ppid是16198
我是子进程，我的pid是16199，我的ppid是16198
我是父进程，我的pid是16198
我是子进程，我的pid是16199，我的ppid是16198
我是父进程，我的pid是16198
我是子进程，我的pid是16199，我的ppid是16198
[slowstep@localhost 循环队列]$ 我是子进程，我的pid是16199，我的ppid是1

    父进程先执行完，子进程才跑完，当父进程和子进程都在跑的时候，子进程的ppid是16198，一旦父进程跑完，子进程就变为孤儿进程，被1号进程领养。此时，子进程的ppid变为1.

优先级

进程与进程之间存在优先级的概念。由于CPU只有一个，而进程有多个，于是就产生了哪一个进程先享受CPU资源，哪一个进程后享受CPU资源的问题。进程的优先级是由调度器进行评判的。

进程的优先级=老的优先级+nice值，nice值的范围是[-20,19],在计算进程的优先级时，每一次老的优先级都是80.优先级越小，进程就越优先被执行。nice值越小，进程的优先级值越小，但是越先被执行。

查看优先级：

ps -la
ps -la
F S   UID    PID   PPID  C PRI  NI ADDR SZ WCHAN  TTY          TIME CMD
0 S  1000  16435  14758  0  80   0 -  3307 hrtime pts/0    00:00:00 a.out

PRI表示优先级，NI表示nice值

更改nice值。

1.top
2.r
3.输入pid
4.输入nice值

进程的性质

  1. 进程具有独立性，一个进程出现问题基本不会影响另外一个进程。包括父子进程之间也有独立性，父子进程可能代码共享，但是不会相互影响，即父进程没了，子进程该怎么执行怎么执行。只不过此时子进程被1号进程领养了

  2. 进程具有竞争性，即进程与进程之间会竞争CPU资源。

  3. 进程有并发和并行

    并行与并发：并行指的是有多个CPU,多个进程同时在跑。并发指的是只有一个CPU,每个进程有自己的时间片，把自己的时间片跑完了就要从CPU上下来。并发的进程存在抢占与出让的行为，一个优先级高的进程可能抢占一个优先级低的进程，即使这个进程的时间片还没有跑完。一个进程如果运行完了还没有达到自己的时间片，会出让CPU.

    并行的CPU各自也是并发的。

    对于并发的进程，该进程在被CPU执行时，一定要把自己的数据放到CPU中的寄存器中，CPU中的寄存器保存该进程的临时数据。这个数据被称为进程的上下文数据。当一个进程的时间片跑完了，他要带走自己的上下文数据。等到下次在享受CPU资源时，再把上下文数据加载到寄存器中，寄存器只有一个，但是不同的进程有它们各自的上下文数据，上下文数据有多份。进程在运行的时候，寄存器中保存的一定是临时数据，进程的上下文数据一定不能删除，否则等到下次cpu在执行的时候不知道从哪一个位置开始执行代码了。

. 进程具有竞争性，即进程与进程之间会竞争CPU资源。

  1. 进程有并发和并行

    并行与并发：并行指的是有多个CPU,多个进程同时在跑。并发指的是只有一个CPU,每个进程有自己的时间片，把自己的时间片跑完了就要从CPU上下来。并发的进程存在抢占与出让的行为，一个优先级高的进程可能抢占一个优先级低的进程，即使这个进程的时间片还没有跑完。一个进程如果运行完了还没有达到自己的时间片，会出让CPU.

    并行的CPU各自也是并发的。

    对于并发的进程，该进程在被CPU执行时，一定要把自己的数据放到CPU中的寄存器中，CPU中的寄存器保存该进程的临时数据。这个数据被称为进程的上下文数据。当一个进程的时间片跑完了，他要带走自己的上下文数据。等到下次在享受CPU资源时，再把上下文数据加载到寄存器中，寄存器只有一个，但是不同的进程有它们各自的上下文数据，上下文数据有多份。进程在运行的时候，寄存器中保存的一定是临时数据，进程的上下文数据一定不能删除，否则等到下次cpu在执行的时候不知道从哪一个位置开始执行代码了。

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