前言
从这篇博客开始，后面我们主要讲xshell中Linux内容，C++后续会继续补充一点
Linux基础内容我就不讲了，直接从进程开始讲
1. 进程是什么
像这种程序正在运行，还没有结束的过程就是一个进程，进程在电脑底部就是.exe文件中的代码拷贝到了内存中，原本是在磁盘中的，再加上创建了一个task_struct的结构体（记录进程的数据）
如何证明有这个进程呢，我们再打开一个xshell就可以找到了
ps ajx就是查找所有的进程，|是管道，head -1就是拿出第一行
用分号就可以在一行输入多条命令，grep就是打出含有myproc的进程
可以看出第一个就是我们运行程序的进程
第二个是因为我们使用的这个指令也是进程，打印的这个过程grep的这个过程也是进程，所以会打印出来
&&和分号也是同样的效果
入股不想打印出grep的进程，可以这样
这个就是不查找grep的意思，这个我们可以看出每一个指令在运行中也是指令，因为指令执行很快，所以我们一般看不到进程
2. 进程的pid
每个进程都有pid，这个就相当于我们学生每个人都有学号一样
getid这个函数可以获取进程的pid
pid_t是一个长的整型，是分装好的整型
可以看出，进程在运行中，是不会改变pid的，进程结束，下一次开启进程，pid会改变
进程在运行中是可以杀死的
kill -9 加pid就可以杀死对应进程了
当然也可以用ctrl+c
查看进程相关数据，除了ps，还可以去看根目录下的proc目录，这个目录记录了所有的进程
对应进程的文件名就是pid
这其中有两个比较重要的数据，就是
exe就是我们运行程序.exe也就是myproc的位置
如果我们在运行中删除可执行文件的话
这里的exe就会变成这样，因为它不在那个位置了嘛
但是程序仍然可以运行，这是因为程序是导入了内存中的，当然结束运行，下一次肯定就不能运行了
下面讲一下CWD的作用，CWD的作用就是当前的工作目录，也就是我们fopen创建文件默认的工作路径，就是本目录
但我们可以用chdir来改变CWD，来改变当前工作目录
CWD是改变了，但是根目录下却是test.txt文件，为什么呢，这是因为我们在更目录下没有建立文件的权限，没有w权限
换个目录就可以了
因为没有访问权限，所以P==NULL
换一个有权限的目录就可以了，比如ck
第三个我要讲的是/proc
这个目录不是磁盘级别的目录，因为这个要实时更新，必须要更新很快，而且经常更新，所以这个是内存级别的文件，只有运行的时候才会创立文件
3. ppid
ppid就是这个进程的父进程的pid，每个进程的创建都必须由父进程创建
getppid这个函数就可以获得父进程的pid
查一下我们就知道了，可执行程序的父进程都是bash
而且bash的pid是不会改变的
这里的bash是一个命令行解释器，就相当于xshell的外壳shell，就是linux操作系统的外壳程序shell
所以说可执行程序，命令的父进程都是bash，他们的进程都要由bash创造
一般来说，打开一个xshell就有一个bash
我们这里又打开了一个xshell，所以就有了两个bash
4. fork
fork的主要作用就是创建一个子进程
程序运行本身就是一个进程，然后fork就可以以这个进程在创建一个子进程
可以看出，5191就是父进程，3688就是bash，因为我这次是第二天打开的xshell，所以bash的pid不一样了
然后创建了子进程5192，所以子进程就会从创建的时候开始执行后面的代码，子进程代码的执行和父进程是一样的，执行的是相同的代码，然后他们是同时执行的
写（void）id是为了防止id没有使用而报错
这个就相当于从fork开始就开始分叉了，执行两个代码，同时执行两个相同的代码
fork是一个函数，是一个系统调用函数，如果创建成功，就会给父进程返回一个子进程的pid，给子进程返回一个0
为什么一个函数会返回两个值呢，因为fork内部函数，如果走到了return，说明就已经创建成功了，说明至少到这，就已经开始分叉了，分叉就是执行的代码是一样的，但是代码的数据不一样，比如子进程的id就是0，父进程的id就是子进程的pid
看这个就可以看出，子进程和父进程的数据都是各自是各自的
然后子进程和父进程的代码执行基本上是同时的
就是在一秒钟内，执行了父进程一步，就去看看子进程能不能执行，能的话就去执行
而且去查看也是两个进程
子进程也会有一个task_struct，但是子父进程的task_struct都是指向同一个内存中的代码，代码共享，数据各自一份
子父进程之间具有独立性，互不干扰
在vim的底行模式中，这样写就可以把文本中的所有1替换成2
接下来我们来编写c++程序
C++后缀为.cpp或者.cc
c++这样写还不行，因为待会我们要写的C++有范围for，这个是要C++11才支持的，所以还要改一下
这样写的话就支持C++11了，但我的是支持C++11的，所以不用写
这里再说一下，子进程的task_struct是拷贝父进程的task_struct，因为两个很相似，就是数据不一样而已，所以拷贝就拷贝呗
至于父子进程的运行逻辑是怎么样的，现在暂时不考虑
fork之后，父子进程到底谁先执行这个取自于OS(操作系统)的一个叫做调度器的东西
5. 操作系统进程状态
5.1 并行和并发
操作系统执行代码的时候，不是要把一个进程执行完毕，再去执行另一个进程，而是给每一个进程都分配一个时间（时间片），执行了这个时间片，再去执行下一个进程。。。。。。这个我们说的是CPU单核的情况下
这个就是并行，，，就是这个进程执行了之后，下次执行的时候就是另一个轮回了，所以每个继承都是比较公平的
而并发就是，多个CPU执行多个进程
5.2 时间片
时间片就是每个进程执行的时间，这个时间是很短的，所以在一段时间内，就可以执行很多个继承，在我们看来，就是同时进行的，而且不卡顿
像那种每个进程挨着挨着执行，比较公平的，就是分时操作系统
但是比如在汽车这个操作系统中，刹车这个进程的优先级就比较高，遇到危险的时候就会马上执行，所以这种叫做实时操作系统
5.3 状态
上面这个图就是操作系统的状态
下面我们来讲
CPU将一个task_struct拿到CPU中执行和在排队的过程就叫做就绪和执行过程，这两个过程是没有什么区别的，也就是运行过程
大的区域是内存，小的区域就是操作系统，操作系统在内存中
task_struct拿到CPU这个过程叫做调度
对硬件的管理也是一个队列
当我们的程序中有scanf的时候，task_struct就会拼接到对应的键盘struct_device后面，等待输入数据，输入了数据，task_struct就又会拼接到原来的task_struct队列后面，拼接到struct_device后面这个过程叫做阻塞
所以运行和阻塞的本质就是让不同的进程处于不同的队列中
当内存空间不足的时候，那么阻塞的时候，把exe文件放在内存中就有点浪费空间了，操作系统就会把exe这个文件放在磁盘中的一个swap分区中，等要用的时候，就会把这个拿出来，拿进磁盘叫做换出，拿出磁盘叫做换入，这样明显效率低，所以一般企业会禁止这个swap，而且内存没有空间了，就该更新了，，，，这个拿去swap的过程就叫做挂起，合起来叫做阻塞挂起，，，这个过程就是时间换空间
这里再补充一点task_struct也叫做PCB
6. Linux状态
static const char * const task_state_array[] = {
"R (running)", /* 0 */
"S (sleeping)", /* 1 */
"D (disk sleep)", /* 2 */
"T (stopped)", /* 4 */
"t (tracing stop)", /* 8 */
"X (dead)", /* 16 */
"Z (zombie)", /* 32 */
};
这个就是Linux中的状态
S是睡眠状态，R是运行状态
注意这里要写\n，不然的话，缓冲区无法刷新，就无法打印
这里我们可以看出，code程序的状态就是S，+我们暂时不管，S状态就是睡眠状态，为什么不是运行状态呢，因为printf是访问外设的，是去访问显示器的，所以它的task_struct就会转移到struct device，，这个状态不是运行状态，而是阻塞状态，所以说阻塞状态就是休眠状态，而非printf的代码就是运行状态了，因为访问外设的时间远大于运行的时间，所以我们看到的大多是S状态了
我们干掉printf和sleep，因为一个访问外设，一个就是真的休眠了，这样就会一直执行代码，就是运行状态了
除了printf，scanf也是一种休眠状态
D是一种深度睡眠状态，与前面的区别是什么呢，区别就是，前面的睡眠是可中断的睡眠，这个睡眠是不可中断的睡眠
什么是可中断的呢，就是你ctrl+c或者kill一下，它就真的停止运行了
而D就是kill -9也不管用
为什么这样设定呢
比如说，我们要把一堆数据，这一堆数据是很多数据，传入到磁盘中的时候，因为磁盘很慢嘛，如果我们此时终止掉程序，那么就会出现数据丢失的情况，所以我们设定D状态，让用户和操作系统都不能杀死这个程序，操作系统为什么要杀死这个程序呢，因为当内存不足的时候，操作系统就要杀死一些内存占用大的进程，所以D状态就是一种不可中断的睡眠
接下来我们来讲一下T状态，T状态就是停止状态
如果产生停止状态呢，我们只需要kill -19就可以了
就这样，就暂停了
kill -18就可以取消暂停状态了
程序就可以继续运行了
但是我们注意到这次S状态后面就没有+了，为什么呢
而且我们在程序运行过程中还可以执行代码
而且ctrl+c也无法停止，为什么呢
因为程序分为前台程序和后台程序
前台程序，我们不可以用指令，或者用了也没用，可以ctrl+c终止
暂停之后再变回来，就变为了后台程序，后台程序的话，就不能ctrl+c结束了，而且可以执行指令，只能kill-9来杀掉，这个就相当于我们在更新游戏的时候，是可以退出来的，在后台更新
至于t状态嘛，这个是跟踪暂停，这个要在调试的时候才看得到
这样写makefile的话，可执行程序就会增加调试信息，占用空间就会增大
我们这里写个脚本，这样可以一直调用ps
看这个我们就知道了，运行到断点的时候就是t状态了
但有些时候也是S状态，因为跳到另一个断点的过程就是运行的状态了，就不是t状态了
所以打到断点的时候就是状态t
如果被用户或者操作系统停止的话(非法但是不致命的错误)，就是T
6.1main函数的返回值
接下来我们再来看一个来判断上一个函数是否正常结束的操作
这里我们可以看出，echo $?可以判断出上一步的指令是否正常结束
0就是正常结束
非0就是不正常结束
为什么会这样呢，这个是因为指令是用C语言写的，最后也会return 0；
只要return 0就说明是正常结束
return 其他数字就不是正常结束
所以说echo $?的这个数字就是return的数字
6.2 X与Z状态
Z状态就是僵尸状态，X状态就是死亡状态
为什么要处于僵尸状态呢，因为人在死后，法医还要看人是怎么死的，判断完后，再把人埋了，程序结束后，操作系统还要对程序进行一些处理，最后才删除
X状态就是死亡状态，这个状态一旦发生就会马上被回收处理，所以我们一般是看不到的，所以不做研究
首先讲一下，进程为什么会被创建，被创建是为了完成用户的任务的，进程结束，任务完成了吗，这个就要在僵尸状态看了，主要就是在僵尸状态看这个进程到底任务完成了没有
是要告诉父进程和OS任务到死完成了没有，然后就可以处理删除这个僵尸状态了，主要是父进程来处理僵尸
进程就是等于内核数据结构（task_struct）+代码和数据
进程退出会有退出码，这个码就是return回来的的数字，这个是会保存在task_struct中，进程退出，进入僵尸状态，代码和数据就没有用了，我们就可以看task_struct，来看任务到底完成了没有
如何查看僵尸状态呢，我们可以这样，主要是父进程处理僵尸，如果父进程什么都不干，就在那里划水，那么子进程就会一直处于僵尸状态，但是如果父进程是一个很勤奋的进程，那么一进入僵尸状态，然后就会马上处理，马上搞死，所以我们就看不到，所以我们就要设计一个懒的父进程或者很忙的父进程，让他来不及处理僵尸，这样我们就可以看到了
6.3 僵尸状态
可以看出子进程由S状态变为了Z状态，这个是因为父进程一直在工作，就算子进程死了，父进程也不会处理它
这个就是僵尸状态了
或者在子进程还没有自己死亡的时候，就杀死它，这也是个僵尸状态
处于僵尸状态的话，就会一直占用内存，也不会处理，至于父进程最终要怎么处理，这个我们要后面才说
或者我们用户怎么处理，这个要后面才说，要用一个叫做wait的东西
6.4 父进程先死
看这个我们先杀死父进程，我们就看不到父进程的僵尸状态，为什么呢，因为父进程的父进程是bash，bash是一个勤劳的进程，一旦僵尸了，就会马上处理死亡信息，然后马上宣判死刑，我们就看不到僵尸了
这时候我们还发现子进程的父进程都变成了进程1,
输入top我们就知道了，进程1就是systemd，这个是系统的进程，意思就是换爸爸了
这个爸爸也是比较勤劳的，
然后我们还可以看出，子进程换爸爸之后，自己就变成了后台进程
这个进程也叫做孤儿进程，因为是被领养的爸爸
7. 进程优先级
7.1 用户id
在讲优先级之前我们先讲用户ID
用户ID就是UID这个东西，就是1000
也就是我们ck用户的id就是1000
如上我们ls -ln就可以看到用户id
7.2 优先级基本概念
PRI就是优先级，NI是优先级的变化数据，也是修正数据，nice数据
意思就是，一个进程的新的优先级就是老的优先级+nice
为什么要有NI呢，这是因为万一程序在运行过程中修改优先级，就不知道怎么处理了
优先级的数字越小就代表优先级越高
下面我们来介绍一种修改优先级的方式，当然修改优先级有指令和代码两种方式，这里我们只介绍指令的方式
这里我们可以看出，我们程序的优先级是80，NI是0
怎么修改呢
输入top
然后r
然后输入要修改的进程的pid20626
然后输入NI
我们这里输入的是100
最后变成了这个，说明NI最大为19
而且值的注意的就是，一般修改了一次就不允许修改第二次了
要想修改的话，就要重新来一次了
或者我们直接sudo就可以了
再来一次我们发现NI最小是-20
而且每次修改，都会把PRI重置成80，再来计算，不会无限+，无限-的
这样做是为了把优先级控制在一个区间，防止优先级太高了，比一些必须得进程优先级还要高了就不行了
-20到19总共40个数字，为什么是40个呢，我们后面再说
7.3 进程切换
看这个图我们知道，程序是怎么运行的呢
首先CPU中有一个指针来控制task_struct来运行
CPU不是直接把exe文件中的汇编代码拿进来的，而是通过寄存器
pc寄存器保存当前代码的下一条代码的地址
ir来保存当前执行的代码
eax，ebx用来存值
就这样，代码就可以执行下去了
7.4 进程调度
但是，如果又有一个代码，task_struct2，又因为进程是会调度的，而且还因为寄存器只有一套，所以原来保存的数据，肯定会被覆盖掉，那么就完了
怎么解决呢
os会把这些数据，就是寄存器中的数据，也就是上下文数据，都放在内存中，就是自己所对应的task_struct中，这样就可以调度了，而且会接着上次的代码继续执行
看这个我们就知道了，task_struct中果然可以储存寄存器中的数据
但是CPU到底是怎么调度的呢，不可能真的是挨着挨着一个一个调度吧，如果这样的话，那优先级有什么用呢，所以肯定有特定的调度算法的，这样挨着挨着掉，这个是最老的cpu调度了
总结
下一篇还是接着这个讲，从CPU的调度算法开始讲
