描述进程和进程状态

1.描述进程的类---PCB

1.1 PCB进程管理模块（是什么？）

我们可以启动多个应用程序--->也就是可以把多个exe文件加载到内存里面。 那么操作系统要不要把内存里exe文件管理起来？ 要的 那么如何描述呢？先描述，再组织

我们可以启动多个应用程序--->也就

为什么每一个程序加载到内存里都要生成一次PCB对象呢？ 因为操作系统要进行管理。

在操作系统这门学科中 PCB是一个统称； 每一个具体的操作系统都有他们各自的PCB。 如Linux的PCB就叫task_struct

1.2什么是进程

未来：所以对于进程的控制与操作，都是对于PCB模块的处理，与可执行程序无关。

1.3 PCB内部，属性都有哪些？（以 task_struct 为例）

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.......

1.3.1 关于程序计数器的粗略介绍

程序计数器本质就是存储着下一条指令的地址，让CPU可以舒适的待在 取指令和执行指令的循环中

2.Linux程序关于进程的操作

2.1在Linux环境下如何去查看进程 ： ps axj

根据指令也是进程这个现象，我们得出结论：所有我们用的独立的指令，都是程序，在运行的时候都会变成进程

我们发现就是当程序运行起来的时候，进程才会出现。当程序结束的时候进程也就消失了。所以，我们得出结论 ： 进程也是有生命的。

2.2那么在代码内部我们如何去获取自己的进程号呢？

我们先明白我们要获取的是pcb内部的属性pid。 内核数据结构 + 可执行程序 =进程 所以，我们要获取的内容是属于操作系统内核的。 所以，我们需要用到操作系统内核提供的系统调用接口--------getpid

2.3一般来说，在操作系统内部，普通进程都有父进程

我们发现，每次我重新启动程序，虽然我的进程每次都是不一样的。但是，我的父进程每次都是一样的。

我们查看了一下这个进程，发现23616是一个叫bash 的进程。 我们得出结论：操作系统内部所有在命令行启动的进程都是这个bash的子进程 。 bash : 命令行解释器。

2.4查看进程的另一种方式

其实上，在Linux下，他还把进程以文件的形势储存在 /proc目录下，进程文件以进程自己的pid命名。

我们稍微看一部分，前面就是一些文件属性，后面的蓝色字体就是文件名，也就是进程pid

2.5查看一下进程文件内部信息

我们就简单看一 cwd ：当前工作目录 exe：可执行文件所处位置

3.创建进程：系统调用接口fork（）

从前面来看我们创建进程都是用命令解释器来运行可执行文件，从而创建了进程。 那么，我们可不可以写出一段代码，让可执行文件创建出，除自己外的进程呢？

3.1 fork()，创建进程

我们发现就是，使用了fork函数之后，产生了一个新的进程，并且，新进程是旧进程的子进程。

同样的，我们发现fork()之后，两个进程进行的操作是一样的， 所以我们得出第一个结论：fork()之后，代码共享。

3.2 fork函数的返回值

直接使用 man 指令 如果成功创建进程，子进程的pid被传给父进程，0被传给子进程 如果失败，返回给父进程-1，没有子进程被创建，设置errno。

3.3进程分流

一般来讲，我们希望子进程和父进程能够实现不同的操作。 所以根据返回值不同，我们可以用if语句进行判断，让父子进程做不同的操作。

3.4.fork()函数实现创建进程的基本流程

首先，我们知道 进程 = 内部数据结构 + 可执行程序和数据

生成的子进程中，内部数据结构的数据（task_struct） 就是以父进程的数据为模版写的， 当然pid和ppid肯定是用自己的。 而其中的可执行程序和数据则是二者共享。

3.5那么子进程自己要修改数据怎么办呢？

就是将要改变的数据，在申请一块空间，用于存储修改后的值

3.6关于fork（）函数的返回值的三问

3.6.1 为什么给父进程返回pid，而给子进程返回0.

其实，是因为每个进程能有很多子进程，只能有一个父进程。父进程：子进程=1：n 所以，需要给父进程返回子进程的pid作为标识，而子进程的父进程是唯一的，所以返回0就行了。

3.6.2 fork()函数为什么能返回两次

return函数一般是函数的最后一步，前面的步骤一般都已经完成了，也就函数的核心逻辑已经完成了。那么就是，子进程也已经创建出来了。返回的本质其实上也就是写入。 所以，也就是在两个不同的进程中，返回语句都被执行了，所以就是了。

3.6.3 id作为一个变量为什么会同时有两个值

首先，我们要先明白一个点，就是一个进程的崩溃并不会影响到另一个进程。 进程任意之间都是相互独立的，并不会相互影响。

所以OS为了保证这一点呢，就设计一个变量可以代表两个地址 。

id这个变量在父进程标识一个地址，而在子进程又标识另一个地址。

4.进程状态

4.1.关于进程排队的问题

进程 = task_struct + 可执行程序和数据

4.2.那么进程在排队的时候是谁在排队呢？又是怎么样排队的呢？

之前，我们就提到了，进程在排队的时候就是task_struct在排队 。（只要是排队，一般都是task_struct在排队）

4.2.1task_struct在排队的时候一般都不会只在一个数据结构里面，task_struct可以在多个数据结构内部进行排队。

利用内部类，同时在不同的数据结构中排队。 每一个内部类都可以代表一个PCB在数据结构中排队。

4.2.2在排队的队列中只有内部类的信息，那么又是怎么找到PCB的地址的

PCB的地址是根据内部类自己本身的地址，与内部类自身与task_structd的偏移量计算得出。

4.3进程的三个状态 ：运行，阻塞，挂起

我们要明白一点就是，进程不是一直在运行的， 即使他已经被加载到了CPU上（时间片：当一个进程占据了CPU大概一毫秒时，就会被踢出）。

像上面这个程序，就有可能是已经被加载到了CPU上了 ，开始运行了，但是他在等待你的输入，所以，他此时就停下来了。

进程的状态体现到代码上也可能就是task_struct内部的一个整型变量

进程状态这个属性又决定了什么事情呢？决定了你PCB下一步干什么事情。

4.3.1运行状态

运行状态：其实就是该进程随时准备好了被调度。此时的PCB会被链接到CPU的运行队列上。 此时，PCB是被链接在两个数据结构内部的。

4.2.2阻塞状态

就是当我们的进程在等待软硬件资源的时候，但是软硬件资源却没有准备好的时候，此时这个进程就不在适合在CPU的运行队列里排队。 PCB就会进行如下两步： 1.将自己的状态设置为阻塞； 2.排队不在排在运行队列，将自己排在等待的软件件资源的PCB的后面。

以硬件为例

我们知道，硬件也是被OS管理的，也是符合先描述后组织。 所以，操作系统，也会管理着描述硬件的类。

进程一开始会在CPU的运行队列里进行排队。

然后，在等待软硬件资源的时候，就会把自己设置成阻塞状态，然后，链接到硬件之后。

就好比是，前面的scanf函数，那个可执行程序的进程就会等待键盘资源，然后 在继续执行。

进程状态的变迁，就会引起OS将PCB变迁到不同的队列当中。

4.2.3挂起状态

挂起状态，一般只会发生计算机内存资源比较吃紧的情况，此时，操作系统将一些还不是马上就要被使用的可执行文件，先移除内存，放到磁盘上，空出部分资源以供使用，防止操作系统直接挂掉。

用于唤入和唤出的磁盘空间，就称为swap分区。 关于swap分区的设置，一般就设置为和内存差不多大就行了。 如果设置得太大了，内存太依赖这个空间，频繁的进行唤入和唤出，会导致效率降低 如果设置的太小了，不够用。

5.Linux下具体的进程状态

进程的状态：具体到代码的上，其实就是一个变量。

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 ））。 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。 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。 Z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 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。

5.1.S睡眠状态和D磁盘休眠状态

S睡眠状态（sleeping): 意味着进程在等待事件完成,这种情况就相当于我们之前提到的阻塞状态。

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。

如果，在这种等待情况下，将PCB设置为S状态，当这个PCB在等待的过程中占据了太多资源，这个进程很有可能被OS杀死。 被杀死后，磁盘写完的时候返回信息，找不到人返回了 ，或者写一半找不到PCB了，那么就可能导致文件丢失。

所以就有了 D磁盘休眠状态 ，这个状态也是阻塞状态的一种，但是，却不会被OS杀死。

5.2 T停止状态（stopped）

这里的停止状态有两种：T和t

这里的T就相当于进程直接被停止了，如该进程被 kill -9 直接杀死了。

而t就是一个被追踪的停止状态，就相当于该可执行程序被gdb被调试的时候。

5.3 Z僵死状态（Zombies）

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

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

5.4 死亡状态X

死亡状态X：意味着进程已经终止，且资源已经被回收，它只是一个返回状态，不再存在于进程列表中。

6.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。

我们这里看到其实上1号进程就是操作系统。