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一、cwd的理解
二、fork的理解
1.代码共享
2.各司其职
3.fork的返回值
三、进程状态
1.进程排队
2.进程状态
运行状态
阻塞状态
挂起状态 一、cwd的理解 cwd#xff08;current working directory#xff09;。译为当前工作目录。 在C语言中#xff0c;使用…目录
一、cwd的理解
二、fork的理解
1.代码共享
2.各司其职
3.fork的返回值
三、进程状态
1.进程排队
2.进程状态
运行状态
阻塞状态
挂起状态 一、cwd的理解 cwdcurrent working directory。译为当前工作目录。 在C语言中使用fopen函数打开文件时第一个参数为当前目录下的某个文件的文件名那么如何理解“当前目录”。 我们已经知道在/proc目录下以文件的形式存放着每一个进程。 需要注意的是只有当一个可执行程序被执行后对应的进程文件才会在/proc目录下出现。
[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ./myprocess
i am a process! id: 3800,fid: 2963
i am a process! id: 3800,fid: 2963
i am a process! id: 3800,fid: 2963
i am a process! id: 3800,fid: 2963
··········· 同时在/proc目录下出现一个进程目录3800。
[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ls /proc
1 16 264 36 560 acpi kallsyms scsi
10 170 265 3647 562 buddyinfo kcore self
1005 17110 269 37 563 bus keys slabinfo
1071 18 27 3721 568 cgroups key-users softirqs
1074 1825 275 376 575 cmdline kmsg stat
1077 19 28 38 6 consoles kpagecount swaps
11 196 28150 3800 637 cpuinfo kpageflags sys
1100 2 285 4 638 crypto loadavg sysrq-trigger
1196 20 28704 400 639 devices locks sysvipc
12 21 28720 403 640 diskstats mdstat timer_list
1206 22 28721 407 641 dma meminfo timer_stats
1207 23 29 4452 65 driver misc tty
1218 23737 290 46 671 execdomains modules uptime
1219 24 291 48 7 fb mounts version
13 25 2959 49 8 filesystems mtrr vmallocinfo
1347 259 2962 50 9 fs net vmstat
1354 25995 2963 51 9648 interrupts pagetypeinfo xpmem
1373 26 30772 516 9684 iomem partitions zoneinfo
14 262 3123 5375 9802 ioports sched_debug
14075 263 35 5421 9803 irq schedstat我们可以查看进程3800的目录。
[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ll /proc/3800
total 0
dr-xr-xr-x 2 euto euto 0 Sep 18 10:20 attr
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 autogroup
-r-------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 auxv
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 cgroup
--w------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 clear_refs
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:17 cmdline
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 comm
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 coredump_filter
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 cpuset
lrwxrwxrwx 1 euto euto 0 Sep 18 10:17 cwd - /home/euto/linux/24915
-r-------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:17 environ
lrwxrwxrwx 1 euto euto 0 Sep 18 10:17 exe - /home/euto/linux/24915/myprocess
dr-x------ 2 euto euto 0 Sep 18 10:17 fd
dr-x------ 2 euto euto 0 Sep 18 10:20 fdinfo
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 gid_map
-r-------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:20 io
······················· 需要注意两个信息exe所指向的就是该进程对应的可执行程序所在目录。 这里还有一个信息就是cwd不难总结出来cwd和进程是深深绑定的换句话说我们平时说讲的“当前目录”其实就是和进程绑定的cwd。因此在C语言中使用fopen打开当前目录下某个文件的操作其实就是可执行程序运行起来后对应的进程中cwd所指目录下的某个文件。 下面对这个结论作验证通过执行指令chdir来演示chdir的功能用来改变当前的工作目录。
CHDIR(2) Linux Programmers Manual CHDIR(2)NAMEchdir, fchdir - change working directorySYNOPSIS#include unistd.hint chdir(const char *path);int fchdir(int fd);
······ 修改源文件为以下内容。
[eutoVM-4-13-centos 24915]$ cat myprocess.c
#include stdio.h
#include unistd.h
#include sys/types.h
int main()
{printf(当前进程pid:%d\n,getpid());printf(修改目录前\n);sleep(30);printf(修改目录后\n);chdir(/home/euto/);sleep(30);FILE* fp fopen(test.txt,w);fclose(fp);return 0;
} 演示结果应该为修改目录前cwd为当前文件所在的目录24915。修改目录后cwd更改为/home/euto执行fopen打开文件test.txt时由于test.txt文件并不存在所以新建一个文件test.txt新建文件所在的目录是/home/euto。
[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ./myprocess
当前进程pid:16846
修改目录前[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ll /proc/16846
total 0
dr-xr-xr-x 2 euto euto 0 Sep 18 10:43 attr
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 autogroup
-r-------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 auxv
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cgroup
--w------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 clear_refs
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cmdline
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 comm
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 coredump_filter
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cpuset
lrwxrwxrwx 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cwd - /home/euto/linux/24915
-r-------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 environ
lrwxrwxrwx 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 exe - /home/euto/linux/24915/myprocess
dr-x------ 2 euto euto 0 Sep 18 10:43 fd
dr-x------ 2 euto euto 0 Sep 18 10:43 fdinfo
······· 程序执行chdir修改目录后。
[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ./myprocess
当前进程pid:16846
修改目录前
修改目录后[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ll /proc/16846
total 0
dr-xr-xr-x 2 euto euto 0 Sep 18 10:43 attr
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 autogroup
-r-------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 auxv
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cgroup
--w------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 clear_refs
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cmdline
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 comm
-rw-r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 coredump_filter
-r--r--r-- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cpuset
lrwxrwxrwx 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 cwd - /home/euto
-r-------- 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 environ
lrwxrwxrwx 1 euto euto 0 Sep 18 10:43 exe - /home/euto/linux/24915/myprocess
dr-x------ 2 euto euto 0 Sep 18 10:43 fd
········ 查看/home/euto目录发现test.txt文件新建在了这个目录和预期符合。
[eutoVM-4-13-centos 24915]$ ls /home/euto/
linux test.txt二、fork的理解 运行man fork查看fork的相关介绍。
FORK(2) Linux Programmers Manual FORK(2)NAMEfork - create a child processSYNOPSIS#include unistd.hpid_t fork(void);fork这个函数用来创建一个子进程。 父进程和子进程的关系一个父进程可以有多个子进程而一个子进程的父进程是唯一的。 fork的返回值介绍。
RETURN VALUEOn success, the PID of the child process is returned in the parent,
and 0 is returned in the child. On failure, -1 is returned in the parent,
no child process is created, and errno is set appropriately. 子进程创建失败返回负数。 子进程创建成功给父进程返回子进程的pid给子进程返回0。pid都是大于0的整数 1.代码共享
结论使用fork创建子进程后父进程和子进程共享代码。 解释 在目录24918下编辑源文件myprocess.c的内容。
[eutoVM-4-13-centos 24918]$ cat myprocess.c
#include stdio.h
#include unistd.h
#include sys/types.h
int main()
{printf(fork之前:i am a process ,pid:%d,ppid:%d,getpid(),getppid());fork();printf(fork之后:i am a process ,pid:%d,ppid:%d,getpid(),getppid());return 0;
}运行结果显示。
[eutoVM-4-13-centos 24918]$ ./myprocess
fork之前:i am a process ,pid:16709,ppid:6682
fork之后:i am a process ,pid:16709,ppid:6682//父进程
fork之后:i am a process ,pid:16710,ppid:16709//子进程第二句printf被打印了两次的原因是父进程和子进程分别进行了打印。在执行fork这个函数后子进程就已经在内存中存在了子进程和父进程指向同一个可执行程序在fork函数后需要执行的代码被父子进程共享。 其中一条打印结果的ppid是另一条打印结果的pid说明这是父子进程。 关于子进程的PCB大部分内容和父进程相同。 关于共享的可执行程序代码和数据都只有一份。 2.各司其职
结论一般而言父进程和子进程完成的功能是不同的源文件的代码只有一份但是通过条件判断语句让父进程和子进程可以实现不同的功能。 解释编辑源文件myprocess.c的内容如下。
int main()
{printf(fork之前i am a process,pid:%d ,ppid:%d\n,getpid(),getppid());sleep(5);printf(开始创建子进程\n);pid_t id fork();if(id 0){return 1;}else if(id 0){//子进程while(1){printf(fork之后我是子进程pid:%d,ppid:%d,id:%d\n,getpid(),getppid(),id);sleep(1);}}else{//父进程while(1){printf(fork之后我是父进程pid:%d,ppid:%d,id:%d\n,getpid(),getppid(),id);sleep(1);}}return 0;
}运行结果如下。
[eutoVM-4-13-centos 24918]$ ./myprocess
fork之前i am a process,pid:32557 ,ppid:30035
开始创建子进程
fork之后我是父进程pid:32557,ppid:30035,id:32570
fork之后我是子进程pid:32570,ppid:32557,id:0
fork之后我是父进程pid:32557,ppid:30035,id:32570
fork之后我是子进程pid:32570,ppid:32557,id:0
fork之后我是父进程pid:32557,ppid:30035,id:32570
fork之后我是子进程pid:32570,ppid:32557,id:0
fork之后我是父进程pid:32557,ppid:30035,id:32570
fork之后我是子进程pid:32570,ppid:32557,id:0
······ 程序运行成功后父进程和子进程执行各自的代码但是源文件的代码在内存中只有一份数据也是只有一份。 如果子进程在执行的过程中修改某一个变量实际上并不是修改变量本来的内存空间而是在修改之前完成一个“写时拷贝”的操作拷贝一份新的空间用来给子进程操作父进程也是如此。 3.fork的返回值
为什么fork返回时给父进程返回子进程的pid给子进程返回0 如果作为子进程只需要调用getppid即可获取到父进程因为父进程是唯一的如果作为父进程是没有办法直接获取到子进程的pid的因为子进程不唯一可以有多个。
fork给两个进程返回了不同的值众所周知函数不可能返回两个值因此可以判断fork函数返回了两次那么fork是如何返回两次的 我们假设这是fork函数的函数体。 在return语句之前fork处理创建子进程相关的操作且执行return这一行代码之前子进程就已经被创建出来并活跃在内存中return语句的本质就写入到不同的进程可以看作是特殊的返回执行两次return分别返回到不同的进程中。
源代码中的id是一个变量为什么一个变量可以有两个值 操作系统在设计进程的时候就保证了进程之间是彼此独立的互相不影响。且利用了虚拟内存等其他技术使得在Linux下用一个变量表示了不同的内存空间。 编写一次创建多个进程的源程序代码如下。
const int num 10;
void worker()
{int cnt 10;while(cnt){printf(child %d is running,cnt:%d\n,getpid(),cnt);--cnt;sleep(1);}
}
int main()
{for(int i 0;i num; i){pid_t id fork();if(id0){break;}if(id 0){worker();exit(0);}printf(父进程成功创建子进程,id:%d\n,id);sleep(1);}sleep(10);return 0;
}三、进程状态
1.进程排队
为什么存在进程排队这样的现象 进程出现了排队一定是在等待某个资源毕竟硬件资源有限。
进程不是一直在运行的。进程在CPU上也不是一直在运行的。 比如当程序执行到scanf这一行的时候程序在等待键盘的输入即在等待硬件资源也可能是软件资源因此进程不是一直在运行的。 在CPU上由于时间片的设计CPU也不是一直在运行同一个进程。
进程PCB 可执行程序所谓的进程排队是可执行程序在排队还是PCB在排队 排队一定是利用了队列这种数据结构那么单位类型是可执行程序的话消耗将会巨大无比因此涉及排队都是利用队列对PCB作排队。
不难发现一个task_struct既要利用链表这种数据结构又要利用队列这种数据结构那么底层是怎么实现的呢是存储两份数据吗 并不是下面这样的实现。 而是在task_struct内部封装链表结点或者队列结点因此一个task_struct可以被链入到多个数据结构中。 那么在已知listnode地址的情况下如何操作task_struct其他数据呢这就和偏移量有关。
2.进程状态 进程的三种状态运行阻塞挂起。
状态是什么 本质上就是task_struct中的一个整型变量。
struct task_struct
{int status;····
} 用整型变量表示不同的状态就类似define定义。
#define new 1
#define ready 2
#define running 3
#define block 4
·····
设计状态这一个属性的意义。 通过进程的状态来决定下一步进程要做的动作。 运行状态 一个CPU对应一个运行队列。当进程在运行队列中排队时即为运行状态。 阻塞状态 操作系统管理硬件先是利用面向对象来定义结构体再用数据结构组织管理大致是下面这样。
//struct是面向对象思想
struct device
{设备名设备操作方法设备状态链表结点//链表结点是数据结构思想
} 如果一个进程正在运行队列中被CPU执行但是该程序内部如果有像scanf这样的函数需要等待硬件资源的获取那么操作系统会把这个进程从运行队列中弹出来然后把PCB状态修改为阻塞状态。紧接着由于每一个硬件设备都像CPU一样有着一个队列用来排队需要提供资源的进程。
struct device
{设备名设备操作方法设备状态链表结点等待队列的结点
} 比如scanf需要键盘的资源那么这个进程的PCB就会被链入到键盘的等待队列这种状态就是阻塞状态。 当进程获取到资源后操作系统作为硬件的管理者捕获到这一讯息再将PCB的阻塞状态修改为运行状态链入到CPU的运行队列。 也可以总结出来所谓的PCB状态发生变化本质就是PCB被链入到不同的队列。
挂起状态 进程变成挂起状态的情况相对较少。 挂起状态有一个前提当计算机的软硬件资源有限的时候进程可能变为挂起状态。 比如某一个进程正在键盘中阻塞但是内存或者其他设备的资源同时十分有限计算机已经十分卡顿如果继续让这个进程占用资源可能引起操作系统的崩溃因此操作系统把这个进程相关的指令、数据注意PCB不会被写入到硬盘暂时写入到硬盘中变成暂时挂起的状态。 PCB由阻塞状态变成的挂起状态称为阻塞挂起。 磁盘上专门有一个分区用来在内存资源有限的时候进行数据、代码的写入写出操作这个分区就是swap分区swap分区一般是内存大小的一半最好不要超过内存大小的两倍。
从另一个角度理解挂起时PCB不会被写入到磁盘我们知道进程 PCB 加载到内存中的可执行程序。那么进程在被创建之前是先创建PCB还是先把可执行程序加载到内存 答案是先创建PCB。操作系统用PCB管理程序而有些大型游戏的可执行程序大小多达80GB内存只有16GB大小不可能全部加载到内存中而是在创建完成PCB后将部分数据加载到内存中部分加载到swap分区部分可能还在磁盘中没有被调度到但是操作系统仍然优秀地管理着这个可执行程序原因就在于操作系统管理着PCB而PCB就包含着一切信息。
