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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（current 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。

[euto@VM-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。

[euto@VM-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。

[euto@VM-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 Programmer's Manual                  CHDIR(2)NAMEchdir, fchdir - change working directorySYNOPSIS#include <unistd.h>int chdir(const char *path);int fchdir(int fd);
······

        修改源文件为以下内容。

[euto@VM-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。

[euto@VM-4-13-centos 24915]$ ./myprocess 
当前进程pid:16846
修改目录前

[euto@VM-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。

[euto@VM-4-13-centos 24915]$ ./myprocess 
当前进程pid:16846
修改目录前
修改目录后

[euto@VM-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。

[euto@VM-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 Programmer's Manual                                                             FORK(2)NAMEfork - create a child processSYNOPSIS#include <unistd.h>pid_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。

[euto@VM-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。

[euto@VM-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。

[euto@VM-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(id<0){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。