林宇恒的博客

主机R发送后，局域网内每台主机都会收到并处理，其它主机发现第一个字段是全f那就必须处理，然后看帧类型是0806就知道要往上交付给arp软件层，得到arp报文后先看op字段判断是请求还是应答，如果是请求就看目的地址发现和自己不匹配直接丢弃，如果匹配那么我们就要封装应答发一个mac帧，主机R收到后，根据帧类型向上交付，arp软件层收到后先看op, 发现是应答就提取对方的ip和mac, 不同的op决定了不同的行为。

rst: 要求重新建立连接，因为有可能会建立失败，如下图客户端三次握手中，第三次发出应答之后，客户端就认为连接成功了，但是客户端并不知道发出的应答对方会不会收到，假如服务端没收到ack, 这时客户端继续往下走发送数据通信，然后服务端收到数据后很诧异，我们明明还没建立连接怎么就通信了，所以服务端就会发送rst让对方重新连接。如果全连接队列满了，客户端再发起连接请求时，客户端可以进入连接成功的状态，但是服务端只会停留在syn_recv状态，这种状态叫半连接，系统也会用半连接队列维护，但是会定期释放。

每一个用户登陆都会产生一个会话，会话里面会生成bash进程提供命令行服务，一个会话可以有一个前台进程多个后台进程，键盘和信号只能影响前台进程。多进程版，子进程会继承文件描述符信息，让子进程负责IO就可以把监听套接字关了，父进程不关注IO也可以把不需要的文件描述符关了。popen把字符串当成命令，创建子进程，父子进程建立管道，子进程执行命令，结果返回给父进程。利用孙子进程解决，把事情给孙子进程做，子进程直接退出，父进程也等待完毕。任务是一个具体事情，它可以被一个进程完成，也可以被一个进程组完成。

1号主机发送数据，其他主机都会收到，在数据链路层判断目的mac是否是自己，不是就丢弃，是就把有效载荷交给上一层处理。如果网卡是混杂模式，那么无论是不是发给自己的，都交给上一层处理。交换机可以减少数据扩散范围，假如1号发给7号，那么交换机就可以不让数据扩散到右侧。局域网协议包含以太网，令牌环网，无线wlan。mac地址是网卡出厂就有的地址，全球唯一。数据链路层的报头包含源man和目的mac。网络层和传输层就是操作系统的一部分。多个主机同时发消息会出现数据碰撞。发送与接收，封包与解包。

子进程会拷贝父进程的PCB，地址空间，页表。而线程只用拷贝进程的PCB，进程会分享一些地址空间的资源给线程使用。linux对线程的实现方案复用了进程pcb，并没有重新写tcb重新理解进程进程包括多个执行流(PCB,线程)，地址空间，页表以及占用的部分物理内存。线程和进程的理解CPU不用关心当前执行的是线程还是进程，CPU只有执行流的概念。

前台进程ctrl c 是2号信号给信号设置自定义动作键盘输入数据完成后，会通过硬件中断提醒CPU，操作系统提取对应中断号去中断向量表执行对应方法。异步。

文件描述符表，文件的加载，内存中生成一个文件对象，每个文件对象有inode，方法集，文件缓冲区，磁盘中的文件属性加载到inode，文件内容加载到文件缓冲区。父进程同时用读方式和写方式打开管道文件，会创建读文件对象和写文件对象，但它们是同一个文件，都是同一个inode，同一个方法集，同一个缓冲区。不同进程通信的前提是看到同一份资源，为了保证同一份资源我们就用了路径+文件名确定，因为具有唯一性，所以叫命名管道。不同的进程会以读写方式打开不同的文件对象，但都指向同一个文件的inode，方法集，缓冲区。

目录进程间通信什么是进程间通信？为什么要进程间通信？怎么做进程间通信？ 一个进程给另一个进程发送基本数据。一个进程给另一个进程发送命令控制进程。多个进程协同工作。通知进程。两个标准：systemV，posix管道与两个标准无关。

如果读到call指令，CPU会发现这是函数调用，CPU读到的指令内部可能有地址，这个地址是逻辑地址，也就是虚拟地址，所以就直接用虚拟地址去找物理地址。gcc编译时，会去系统默认库路径下找库文件，加L后面跟路径就是告诉系统来这个路径找库文件，加l后面直接跟库的名字就是告诉系统我要链接这个库。第二步，用虚拟地址去页表找物理地址，但此时并没有建立映射，此时会触发缺页中断，然后加载程序，建立映射。这里报的是加载错误，就是你还得告诉系统，告诉加载器，不仅编译要有路径，加载也要有路径。（编译器要考虑操作系统）

项目中的exe文件可能在很深的目录中，为了方便执行，会给exe创建一个快捷方式就是软链接。ln建立链接，-s就是soft，软链接的意思。随意允许对目录进行硬链接会造成环路问题。软链接类似于windows的快捷方式。ln建立链接，不加-s就是硬链接。查看inode编号。

新建文件的流程：路径可以知道自己所在的分区，然后分区内每个组的GDT可以知道inode是否有剩余，确定组后inode位图可用知道哪个inode可用并给你对应的inode编号，然后就去inode Table写入对应文件属性，然后到写入文件内容，写入前会获取你要写入的大小从而确认要用多少数据块，然后在Block Bitmap找对应数量可使用的数据块并返回这些数据块编号，这些编号会填到inode结构体里面的数据块数组中，然后在对应编号的数据块里面写入内容。inode位图负责判断对应的inode内容是否有效。

与磁头运动频率有关。

close(1)就是把下标1的内容清空。然后下次再打开文件时，下标1的位置是最小的且没有占用的，所以就这个打开的文件struct file就放在这个下标里。重定向是修改进程内核数据结构的内容，程序替换是替换原本的程序是在内存层面上的，对进程不影响。把显示器文件关闭后，本来应该写给显示器文件的，却写到了普通文件。把oldfd的内容拷贝给newfd。拷贝的是下标对应的内容。不写几号文件默认是1，写了就代表几号文件的输出重定向。write只需要往1里面写，并不会考虑1是谁。2>&1表示把下标1的内容给下标2。

文件被打开，文件属性先被加载到内存，文件内容是否加载看你是否读取。

8162425 //获取用户名27 {29 }3031 //获取主机名33 {35 }3637 //获取当前路径39 {41 }4244 {4749 //这里s无论如何都不可能为空，50 //因为什么都不输入都至少有一个回车，51 //所以空就是出错了。53 (void)s;5455 //把输入的回车去掉58 }5961 {67 }6870 {73 {75 return;76 }78 {

用fork创建子进程后执行的是和父进程相同的程序(但有可能执行不同的代码分支),子进程往往要调用一种exec函数 以执行另一个程序。当进程调用一种exec函数时,该进程的用户空间代码和数据完全被新程序替换,从新程序的启动 例程开始执行。linux形成的可执行程序是elf格式，这种格式最开始有可执行程序的表头，可执行程序的入口地址就在表里面。把自己的代码和数据替换成其他的代码和数据，然后再执行一遍新的代码。程序替换没有创建新进程，只进行进程的代码和数据的替换。程序替换后，替换函数后面的代码不会执行。

子进程退出时会把退出信息比如退出码，终止信号记录在自己的PCB上，waitpid检测到你是Z状态就会把这些信息拿到给status，所以waitpid的本质是获取该进程的PCB其中的某些数据，然后把Z状态改为X。0表示阻塞等待，子进程没结束父进程就一直等待，一直在子进程PCB等待队列中，等着子进程PCB的退出信息。因为父进程关心子进程的信息挺多，所以要分几部分，比如是否异常退出，结果是否正确。父进程通过调用wait/waitpid进程僵尸进程的回收。通过进程等待可以保证父进程是多个进程中最后一个退出的进程。

从技术上讲，当你创建子进程时，父进程完全可以把代码和数据全部拷贝过去，但万一需要写入的数据只有少数，剩下的数据只需要读取，这样相当于有大量重复内容，造成空间浪费，所以写时拷贝是一种按需申请，等你要用时再给你进行拷贝写入。如果你是只读数据那么权限还是只读，如果你是可读写那么第一次权限改成暂时的只读，当你要写入时，遇到暂时的只读会触发写时拷贝，并且把这个暂时的只读改为可读写。通常，父子代码共享，父子不写入时，数据也是共享的，当任意一方试图写入，便以写时拷贝的方式各自一份副本。12是当前进程的退出码。

每个存储单元是一个字节，一共有2^32个字节，大概有4G。栈往下走，堆往上走。static修饰的局部变量编译的时候会被编译到全局数据区。如下图，父子进程访问同一个变量，子进程修改了一下变量，如何做到同一个地址，却读到了不同的内容？答：因为这个地址不是物理地址，这个地址是虚拟地址或线性地址，平时语言用的地址都是虚拟地址。

进程状态，优先级，环境变量

基本指令，指令运行原理，权限

yum, vim, gcc/g++, makefile, git, gdb