书店网站开发目的和意义,aspcms分类信息网站,张家港网站优化,h5网站用什么软件做文章目录 前言一、操作系统加载过程二、进程1.基本概念2.基本信息①运行并观察进程②创建子进程③僵尸与孤儿进程#xff08;父子进程衍生出来的问题#xff09;1. 僵尸进程#xff08;Zombie状态#xff09;2. 孤儿进程 3.基本状态①操作系统的状态#xff08;统一#… 文章目录 前言一、操作系统加载过程二、进程1.基本概念2.基本信息①运行并观察进程②创建子进程③僵尸与孤儿进程父子进程衍生出来的问题1. 僵尸进程Zombie状态2. 孤儿进程 3.基本状态①操作系统的状态统一1.运行态2.阻塞态3.挂起态 ②Linux系统的状态实际1.R状态2.S状态3.D状态4.T状态5.t状态 4.优先级①查看优先级②修改优先级1.top2.nice3.renice ③基本结构 5.环境变量①简单认识1.PATH2.HOME3.SHELL ②常用的环境变量③创建环境变量④进程内使用环境变量1.getenv2.命令行参数3.环境变量参数 总结 前言 回顾上文操作系统是通过先描述再组织进而管理软硬件资源的一款软件。那先组织再描述再组织的是什么呢就是我们今天要讲的进程
一、操作系统加载过程 操作系统是一款软件那么它是如何加载到内存呢其实计算机在开机时早已做好准备在你按下开机键的那一刻BIOS基本输入输出系统英文 Basic Input Output System芯片就开始启动开始做准备工作通电唤醒CPUIO接口内存等资源有了CPU这一名大将便可以接着加载硬件资源比如网卡显卡磁盘等。接着再找到操作系统的引导文件借助引导文件将操作系统从磁盘加载到内存中接着操作系统就开始一顿乱杀。
BIOS是计算机的一个在CPU运行的可执行程序说白了就是一个引子加载基本资源然后把操作系统带到内存当中并让其管理软硬件资源的功能。
二、进程
1.基本概念 再来想一个问题那我们的qq是如何运行的呢学到现在我们应该都知道可执行程序也就是一个可以执行的文件一般都在磁盘当中那点击它之后便在计算机系统中运行了起来这之间需经过什么过程么 可执行程序的数据在磁盘当中要想运行首先需要加载到内存当中因为磁盘的运行速度很慢只有1ms左右而内存的运行速度在100ns左右能更好的适配CPU中寄存器10ns左右的速度, 然后操作系统该如何管理加载到内存的数据呢不可能直接管理一大堆数据吧那么多的程序要运行数据该多大这样操作系统不得累死为了操作系统管理方便于是便将需要进行管理的属性信息组织到一块统一进行管理那操作系统管理的属性信息就叫做PCBprocess control block在Linux下叫做task_struct。以下我们统称为task_struct。
这是task_struct的源码供参考。
struct task_struct {
volatile long state; //说明了该进程是否可以执行,还是可中断等信息
unsigned long flags; //Flage 是进程号,在调用fork()时给出
intsigpending; //进程上是否有待处理的信号
mm_segment_taddr_limit; //进程地址空间,区分内核进程与普通进程在内存存放的位置不同//0-0xBFFFFFFF foruser-thead//0-0xFFFFFFFF forkernel-thread
//调度标志,表示该进程是否需要重新调度,若非0,则当从内核态返回到用户态,会发生调度
volatilelong need_resched;
int lock_depth; //锁深度
longnice; //进程的基本时间片
//进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR,分时进程:SCHED_OTHER
unsigned long policy;
struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息
int processor;
//若进程不在任何CPU上运行, cpus_runnable 的值是0否则是1这个值在运行队列被锁时更新
unsigned long cpus_runnable, cpus_allowed;
struct list_head run_list; //指向运行队列的指针
unsigned longsleep_time; //进程的睡眠时间
//用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表,其根是init_task
struct task_struct *next_task, *prev_task;
struct mm_struct *active_mm;
struct list_headlocal_pages; //指向本地页面
unsigned int allocation_order, nr_local_pages;
struct linux_binfmt *binfmt; //进程所运行的可执行文件的格式
int exit_code, exit_signal;
intpdeath_signal; //父进程终止是向子进程发送的信号
unsigned longpersonality;
//Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序
intdid_exec:1;
pid_tpid; //进程标识符,用来代表一个进程
pid_tpgrp; //进程组标识,表示进程所属的进程组
pid_t tty_old_pgrp; //进程控制终端所在的组标识
pid_tsession; //进程的会话标识
pid_t tgid;
intleader; //表示进程是否为会话主管
struct task_struct*p_opptr,*p_pptr,*p_cptr,*p_ysptr,*p_osptr;
struct list_head thread_group; //线程链表
struct task_struct*pidhash_next; //用于将进程链入HASH表
struct task_struct**pidhash_pprev;
wait_queue_head_t wait_chldexit; //供wait4()使用
struct completion*vfork_done; //供vfork()使用
unsigned long rt_priority; //实时优先级用它计算实时进程调度时的weight值//it_real_valueit_real_incr用于REAL定时器单位为jiffies,系统根据it_real_value
//设置定时器的第一个终止时间.在定时器到期时向进程发送SIGALRM信号同时根据
//it_real_incr重置终止时间it_prof_valueit_prof_incr用于Profile定时器单位为jiffies。
//当进程运行时不管在何种状态下每个tick都使it_prof_value值减一当减到0时向进程发送
//信号SIGPROF并根据it_prof_incr重置时间.
//it_virt_valueit_virt_value用于Virtual定时器单位为jiffies。当进程运行时不管在何种
//状态下每个tick都使it_virt_value值减一当减到0时向进程发送信号SIGVTALRM根据
//it_virt_incr重置初值。
unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_value;
struct timer_listreal_timer; //指向实时定时器的指针
struct tmstimes; //记录进程消耗的时间
unsigned longstart_time; //进程创建的时间
//记录进程在每个CPU上所消耗的用户态时间和核心态时间
longper_cpu_utime[NR_CPUS],per_cpu_stime[NR_CPUS];
//内存缺页和交换信息:
//min_flt, maj_flt累计进程的次缺页数Copyon Write页和匿名页和主缺页数从映射文件或交换
//设备读入的页面数nswap记录进程累计换出的页面数即写到交换设备上的页面数。
//cmin_flt, cmaj_flt,cnswap记录本进程为祖先的所有子孙进程的累计次缺页数主缺页数和换出页面数。
//在父进程回收终止的子进程时父进程会将子进程的这些信息累计到自己结构的这些域中
unsignedlong min_flt, maj_flt, nswap, cmin_flt, cmaj_flt, cnswap;
int swappable:1; //表示进程的虚拟地址空间是否允许换出
//进程认证信息
//uid,gid为运行该进程的用户的用户标识符和组标识符通常是进程创建者的uidgid
//euidegid为有效uid,gid
//fsuidfsgid为文件系统uid,gid这两个ID号通常与有效uid,gid相等在检查对于文件
//系统的访问权限时使用他们。
//suidsgid为备份uid,gid
uid_t uid,euid,suid,fsuid;
gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
int ngroups; //记录进程在多少个用户组中
gid_t groups[NGROUPS]; //记录进程所在的组
//进程的权能分别是有效位集合继承位集合允许位集合
kernel_cap_tcap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;
int keep_capabilities:1;
struct user_struct *user;
struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS]; //与进程相关的资源限制信息
unsigned shortused_math; //是否使用FPU
charcomm[16]; //进程正在运行的可执行文件名//文件系统信息
int link_count, total_link_count;
//NULL if no tty进程所在的控制终端如果不需要控制终端则该指针为空
struct tty_struct*tty;
unsigned int locks;
//进程间通信信息
struct sem_undo*semundo; //进程在信号灯上的所有undo操作
struct sem_queue *semsleeping; //当进程因为信号灯操作而挂起时他在该队列中记录等待的操作
//进程的CPU状态切换时要保存到停止进程的task_struct中
structthread_struct thread;//文件系统信息
struct fs_struct *fs;//打开文件信息
struct files_struct *files;//信号处理函数
spinlock_t sigmask_lock;
struct signal_struct *sig; //信号处理函数
sigset_t blocked; //进程当前要阻塞的信号每个信号对应一位
struct sigpendingpending; //进程上是否有待处理的信号
unsigned long sas_ss_sp;
size_t sas_ss_size;
int (*notifier)(void *priv);
void *notifier_data;
sigset_t *notifier_mask;
u32 parent_exec_id;
u32 self_exec_id;spinlock_t alloc_lock;
void *journal_info;
};像这样一个进程信息操作系统并不会进行直接管理而是将这样的进程放到指定的内存区域然后自己弄个结构体指针通过指针找到对应的进程即可。
那如果有很多的进程呢我们可以从task_struct的源码中寻找答案
//用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表,其根是init_task
struct task_struct *next_task, *prev_task;图解
说明这里的头尾相连省去了。
因此操作系统的管理成本其实很低只需要一个指针的大小便可以管理所有存在内存中的task_struct。
那数据呢有了task_struct你的信息和数据便也得到了管理因为你的task_struct也会指向数据方便对数据做更改和写入。
因此进程 等于 task_struct数据结构对象 代码和数据。
2.基本信息
①运行并观察进程
在vim上编辑如下代码 然后运行此代码 此时再开一个窗口会话查看此进程的信息。 基本信息
ps命令
ps ajx | less可以通过上下翻来查看进程
ps aux --sort -pcpu | less
//将cpu占用资源进行排序
ps aux --sort -pmem | less
//将内存占用资源进行排序查看进程的资源占用情况。
说明一个进程只能有一个pid一个可执行程序执行多次pid不同。
如何在进程里面查看pid与ppid呢
介绍两个函数系统调用接口getpid() 与 getppid() 举例代码 运行结果对比 可以看出是正确的pid与ppid 看父进程到底是什么 补充小知识点kill -9 【进程id】 可以杀掉进程。 那进程一般都存在哪呢 在 Linux 下我们可以通过/proc存的是内存级文件目录中查看相关进程的信息可以通过pid查看详细信息。 运行刚才我们写的代码 通过pid查看进程的相关信息
②创建子进程 函数fork 返回值 看返回值可能会感到奇怪——为啥fork创建成功能返回两个不同返回值子进程的代码和数据怎么办
下面我们一个一个解释首先父子进程的代码共享画出图是这样的 那为啥代码可以共享呢因为代码不可以被修改
其次我们再解释fork的原理fork是一个函数。
其功能是完成子进程的task_struct创建并对子进程的数据进行初始化让子进程指向父进程的代码在其返回时其实是父进程与子进程执行同一块代码但其身份不同所以返回两个返回值父进程接收子进程的pid是为了管理子进程。因为是父进程把子进程创建出来的
那数据是能够被修改的总不可能使用同一块数据吧是这样的。我们猜测是将数据拷贝出来一份给子进程使用但是这样可能会导致资源浪费严重万一子进程只修改一个数据呢全部拷贝损耗有点大了
还记得我们之前讲过一种技术吗——写时拷贝C拷贝构造。
当只进行访问时我们使用同一块数据但当对数据进行修改时我们对数据再进行拷贝这样极大地提升了对内存资源的使用效率。
那我们画出的完整的图应该是这样的 再给出举例代码便于理解 运行结果 再来谈谈bash命令行我们执行的命令一般都是bash的子进程那bash里面是如何创建子进程的呢肯定绕不过系统调用接口——fork。 总结一下
父进程创建出子进程并对子进程进行管理fork对父进程返回子进程pid.父子进程代码共享。数据当子进程进行只读时共享当子进程进行修改时会发生写时拷贝从而进行修改拷贝之后的数据因此数据可能共享但共享部分的不同进程的访问权限不同
③僵尸与孤儿进程父子进程衍生出来的问题
1. 僵尸进程Zombie状态 运行此代码 不断用ps命名查看任务信息 总结形成此进程的原理很简单子进程在运行结束时应该交由父进程进行管理释放但父进程由于在忙着自己的事情因此父进程腾不出手将子进程进行释放。 解决方法此时我们是不能进行kill命令杀掉此进程的因为此进程是僵尸进程算死过一次了鞭尸并不管用而应该杀掉父进程这样子进程的资源就交由操作系统init进程进行管理释放。
2. 孤儿进程 运行此代码 运行结果 此时我们用kill命令对父进程发送9号命令。 此时的运行结果 可以看出子进程的父进程被干掉之后变成了1号进程那1号进程是谁呢 用ps命令进行查看 可见这个命令是操作系统的进程。
那为什么需要操作系统来管呢它的爷爷进程管不了吗这就需要考虑我们之前的原因是父进程把子进程创建出来的那释放资源的信息是放在父进程中的爷爷进程咋进行管理是管不了的因此释放资源的操作是由父进程进行管理要么就是操作系统亲自进行管理。
那为啥这个进程叫孤儿进程呢因为创建它的进程被干掉了就相当于世上唯一的亲人没了只能被操作系统进行领养成了孤儿就叫做孤儿进程。
3.基本状态
①操作系统的状态统一
在网上我们可能会看到各种层出不穷的状态:
像这样的 这样的 这样的
还有很多这一般都是教材上统一描述计算机系统的一些图解但真正上我们用的并不多下面我们从几个常用的状态来理解操作系统的状态~
1.运行态
毫无疑问就是把进程放在CPU上跑可是CPU又不是只跑一个进程而是多个进程因此操作系统该如何进行管理呢
图解 其实每一个运行的进程被放在了一个运行对列中排队当该一个进程跑时我们就把此进程放在CPU中跑等跑一段时间再将此进程放下来换另一个对列这个在CPU跑的时间段,我们称之为时间片。
听过函数栈帧的想必都知道在计算机中代码的运行在底层都转换为了汇编指令的执行一般都是使用的寄存器来执行这些指令那我们常见的寄存器有哪些呢 ebp栈底寄存器 esp栈顶寄存器 功能维护当前正在使用的函数空间 eax通用寄存器保留临时数据常用于返回值也用于赋值。 ebx通用寄存器保留临时数据——通常是用于初始化用户栈 eip 指令寄存器保存当前指令的下一条指令的地址确保上一条指令能够继续运行下去。 这里我再强调一下eip也叫程序计数器称为pc指针其作用我举个具体场景进行分析。
#include stdio.h
int Add(int x, int y)
{int z 0;z x y;return z;
}
int main()
{int a 3;int b 5;int ret 0;ret Add(a, b);printf(%d\n, ret);return 0;
}
调用函数的执行流 可以看出我们在调用函数时跳转到了函数地址处所在的代码段执行函数的代码但执行完了怎么返回呢其实涉及到两个操作第一个就是在call地址时就把call指令的下一条指令进行了压栈操作第二个就是在pop时当执行ret返回命令时会把压栈的地址再压入eip程序指针中确保能执行到下一条指令。
到此我们提出来一个问题当程序执行到一半时间片到了这该怎办呢
是执行信息打包让进程带走还是让CPU默默承受这一切肯定是打包带走了CPU才屁大一点地方都给占用了那进程还跑不跑了
因此task_struct中必然有一处是记录程序运行的信息的就是为了下次再次运行时能够恢复运行信息。 说明CPU是ns级别的换算成s是10-9 次方一般我们的进程放在CPU上运行10-6 次方秒这已经足以让CPU做大量的工作一般情况下我们肉眼是观察不到计算机在轮流执行着进程如果观察到了那未免这个操作系统设计的也太挫了。 这里涉及到计算机的运行设置
并行简单来说就是多个CPU跑多个程序。并发简单来说就是一个CPU跑多个程序。
2.阻塞态
当你的程序需要硬件设备资源时这时会陷入阻塞状态。
一张图带你理解操作系统如何管理硬件资源 这时我们应该就差不多清楚当计算机程序陷入等待计算机资源时这时进程就为阻塞状态。
3.挂起态 这个状态主要是为了解决阻塞态会导致浪费内存资源的问题 因为在阻塞状态中可能后面还会有一大堆的等待进程 进程的代码和数据并没有多大的用处甚至还会浪费系统资源因此为了提高内存的使用效率可以将还没排上队的进程的代码和数据先放在磁盘中等到这个进程了再从磁盘中读取出来接着进行使用。
因此操作系统的真实状态应该是阻塞挂起
②Linux系统的状态实际
在前面我们其实已经说明了两种状态僵尸状态和孤儿状态。
1.R状态
示例代码
运行查看进程: 2.S状态 示例代码 用ps命令查看进程信息
3.D状态
说明无法提供场景进行实验我们这里就详细解释一下。 D状态是一种比较深层次的睡眠状态什么算比较深呢也就是说操作系统都无法唤醒你我们之前讲的S状态算是一种浅度睡眠操作系统能进行杀死操作而D状态操作系统是无法进行杀进程的也就是说你给它发送kill -9 命令是不管用的 为啥要这样做呢因为当你在进行大量的磁盘写入状态时你的进程是处于睡眠状态的如果是浅度睡眠也就是S状态万一哪一天系统资源不够操作系统看你不顺眼直接把你这个进程干掉了你说你找谁说理去操作系统只是在执行其应有的职责而已这时为了解决这种问题就有了D状态这一概念在我写入磁盘文件不许操作系统的打扰直到我写完了再说。
4.T状态
补充kill命令的几条信号 9号杀死进程。18号继续进程。19号停止进程。 举例代码
观察流程: 有同学就问了这个状态有什么用呢 其实实验已经告诉我们了在你想要单独查看进程时你可以将其它进程停止这样之间的关系比如父子关系没有打破还能更好的查看你想要查看的进程。
5.t状态 全名trace stop(追踪停止状态) 举例代码 观察流程 说明还有一个X状态dead状态一般是无法看到的因为经过上面的实验可以得出进程结束之后会变成僵尸状态等待父进程进行资源回收。 4.优先级
①查看优先级
在命令行输入
ps len | grep 【进程】可查看到进程的优先级 pri优先级 也可以通过top命令查看进程 ②修改优先级
说明prinew priold nice 注意nice值是可以修改的但是区间在[-20,19],pid(old)一经设置便不可以被直接修改。 原因调度器为了公平分配资源禁止随意大量高频次的修改pri这样在一定程度上会导致进程的饥饿问题也就是有的进程可能分配到不足的CPU的资源进而严重上会导致程序瘫痪。 pri修改优先级需要比较高的权限因此普通用户只能nice往大了调使优先级降低root用户可以往大了也可以往小了进行调不过范围还是再[-20,19]。
1.top
流程图
2.nice
命令
在运行开始前设置nice值
nice -n 【nice值】 【进程】图解 3.renice
命令
在运行开始后设置renice
renice -n 【nice值】 【进程pid】图解
③基本结构 5.环境变量
环境变量是在加载过程中系统自动配置的变量具有全局属性。
①简单认识
1.PATH
bash命令的默认查找路径。 原因其实很简单bash命令行的默认查找路径下没有当前路径。
如果要解决的话有两种办法其一就是把可执行程序移到/user/bin路径下。 其二就是在默认路径上再加上我们的当前路径即可。
我们使用第二种方法 可以证明bash是从PATH命令行中查找的命令。 那如果我们一不小心将PATH覆盖呢 不用担心,因为PATH是内存级的变量在启动xshell时系统会默认将环境变量加载到内存中如果你覆盖了只需重启xshell即可。
2.HOME 可见打印出来的是家目录
3.SHELL 查看当前我们使用的shell命令行
②常用的环境变量
env —— 查看所有的环境变量
③创建环境变量
命令 export 【变量初始值】将变量设置为环境变量。实验流程 结果我们最开始设置的变量并不是环境变量而是本地变量之后我们用export将本地变量导出才有了环境变量。
④进程内使用环境变量
1.getenv 参数环境变量——char* 类型 返回值: char* 普通用户 root用户: 因此便可以根据环境变量识别不同的用户名从而设置不同的权限。
2.命令行参数
这是main函数的前两个参数
int main(int argv, char* argv[])
{return 0;
}
顾名思义就是打印出执行进程的命令
示例代码
运行结果 由此推出argv是对传入的参数用空格进行分割得到的字符串的个数。argc存放的就是分割过后的字符串。引申出可执行程序可以根据不同的选项从而实现不同的功能这也是命令行的实现原理。
再来谈一下第二个参数的内存布局 因此我们还可以这样进行使用
int main(int argv, char* argv[])
{int i 0;for(i 0; argv[i]; i){printf(%s\n,argv[i]);}return 0;
}3.环境变量参数
除了命令行参数还存在着一个环境变量参数
int main(int argv, char* argv[], char* env[])
{return 0;
}示例代码
命令行流程图
总结环境变量是能够被直接从父进程中继承下来的并在创建子进程时放在进程中的environ中。补充本地变量是不能够被继承的因此在子进程中是无法看到的。
但是我们可能会对此命令产生疑问 其原因在于执行此命令时bash并没有创建子进程而是bash内部直接进行处理了因此是可以打印出此本地变量的。这也被称之为内建命令。 这里再补充两点 取消环境或者本地变量
unset 【变量】打印本地变量与环境变量
set总结 今天的分享就到这里了如果觉得文章不错点个赞鼓励一下吧我们下篇文章再见
