1、进程的概念
（1）结构体+代码数据构成进程，而不是说把可执行程序从磁盘拿到内存就是进程了，还包括描述进程的部分。
（2）在操作系统里，这个结构体叫做PCB，Linux里叫做task struct（进程控制块），是一个双链表。
（3）我的第一个进程
2、查看进程PID
（1）两种方式 ； &&查看正在运行的进程
（2）ls /proc目录下，是各个进程的PID创建的目录
（3）exe：进程对应的可执行程序，要是删掉后，正在跑的进程还能继续，充分说明已经把exe文件从磁盘考到内存了，删除的只是磁盘上的exe文件
（4）cwd 记录当前进程的所在目录，如果在.c文件中用fopen创建一个.txt文件，这个.txt文件会自动创建在cwd指定的当前目录下。但是也可以更改进程的目录，在myprocess.c中，用chdir(新的目录)，然后再用fopen打开新的文件，运行进程后查看文件，这个文件一定是在新的目录底下的。
3、杀掉进程
ctrl+c
kill -9 进程PID号
4、父进程
进程是由父进程创建的；父进程就是bash，os会给每一个登录用户分配一个bash
下面这个就是一个bash打出来的一个字符串，为啥能卡在这里等待用户输入，scanf一样，用户输入后交给bash这个进程去解析用户的命令，因此更能理解：bash也是一个进程。
5、代码创建子进程 fork()
像ls touch...这些都是子进程，都有一个父进程bash创建的，
执行结果如下，为啥会输出两次“进程开始运行”？
因为子进程的PCB是拷贝父进程的PCB，因此指向同一段数据和代码，一个是父进程本身，一个是子进程，都会打印自己的进程id。fork()之后的代码，父子进程都会执行。
6、fork()会有两个返回值
创建成功：①子进程PID给父进程；②0给子进程；
创建失败：返回-1
猜想下面代码运行：
实际运行结果：
解析：19811是bash进程，当前进程（父进程）：1620，创建的子进程是1621
Q:
A1:因为系统中通常是1个父进程，n个子进程；父进程将来要管理多个子进程，所以拿到子进程的pid,才能区分每个子进程
A2:fork()创建一个子进程后，fork内部的最后的return语句也会被子进程运行，因此有两个返回值
A3:先理解下面的第7个小点
return 返回的也是一个值，每次也是把变量往id里写，因此会发生写时拷贝，不管谁先赋值，都可以拿到自己对应的那个id号，也就是会有两个id，因此一个id==0,另外一个id>0。更深刻的理解：父进程和子进程拿着同一个虚拟地址，但是最终找到了不同的物理地址，所以一个等于0一个大于0.
7、进程是独立的
（1）数据结构独立，因为进程等于内核数据结构
（2）代码共享，代码是只读的不影响独立性
（3）数据以写实拷贝的方式，各自私有一份，以此保证独立性
eg.有一个全局变量 gval,初始值=100；子进程每次修改gval+=10,子进程看到的结果改变；但是父进程看到的值依旧是100，这是因为写实拷贝，把gval拷贝了一份给子进程，子进程每次修改拷贝的这个gval，而不是原始的gval.
8、进程状态（粗）
（1）运行：进程在调度队列里面
（2）阻塞：把进程的PCB挂到相应的硬件设备的wait队列中，也就是该进程需要的硬件资源不满足
（3）阻塞挂起：把等待硬件资源的进程挂起
进程在内存中等待键盘，内存中存入多个进程（PCB+代码数据），导致内存不够，把进程的代码和数据拿到磁盘的swap交换区里，内存只保留这些进程的PCB，叫做阻塞挂起。①唤出：把代码和数据拿出去②唤入：把代码和数据拿进来（到内存）
“挂起”：就是把代码和数据“挂”到磁盘上
（4）就绪挂起，把调度队列里面的进程挂起
有一个PCB就够了，一个PCB可以在不同的数据结构里都有，其实是同一个
9、Linux进程状态（细）
（1）R：运行
（2）S：阻塞/休眠，比如scanf等待键盘输入，这个进程不被调度了。可中断休眠，浅睡眠，scanf正在等待，我们可以ctrl+C中断休眠
（3）T：暂停，①追踪状态，给程序打断点，因为进程被暂停了②ctrl+Z暂停这个进程
（4）D：阻塞，不可中断休眠，深度睡眠
（5）X：死亡状态
（6）Z：僵尸状态，为了获取退出信息（PCB）！子进程退出后，父进程获取子进程信息之前，该进程处于僵尸状态。
（7）内存泄漏问题：进程一旦退出，哪怕程序中的代码本身会有内存泄漏。比如new 后没有delete，但是进程退出后，就不会有内存泄漏问题。有问题的是常驻内存的进程，比如操作系统本身，这个就需要用户手动去解决。
（8）slab技术：方便创建进程的task_struct，这些task_struct可以被复用
10、孤儿进程
父进程退出后，剩子进程了？下面是一个父进程先于子进程退出的代码，读者可以思考会发生什么
结果如下，父进程是02，子进程是03，父进程退出后，子进程的PPID变成了1 ，此时就是孤儿进程了。父母不在了，被1（孤儿院）领养。要是不被领养，等到子进程进入僵尸态的时候，没人管他，子进程信息没人回收，就会造成内存泄漏，所以必须有1系统去管理。孤儿进程就变成后台进程了，不能在终端用ctrl+c中断，只能kill
11、进程优先级
（1）PRI（默认80不变）+NI（偏置值，用户可以修改）
（2）改进程的优先级：
注意nice值，也就是在80的基础上能偏移多少，往左80-20=60，往右80+19=99
并发：只有一个CPU，只是进程切换的非常快，导致用户感觉像是多个CPU，但其实是顺序执行
12、进程切换
（1）寄存器就是CPU内部的临时空间
（2）具体
进程A切换走的时候，会把CPU内所有寄存器的内容拷贝一份（硬件上下文数据）带走，进程A回来的时候用这个数据再恢复一次寄存器中的值。
把硬件上下文数据保存到task_struct
（3）调度要做的：①切换②选择进程
（4）进程优先级其实有140个，前100是实时优先级，后40是分时优先级。前100个我们用不到，比如实时操作系统，在汽车刹车，工业生产流水线上必须用实时优先级，不能等时间片分配到才去响应。
（5）问题：既然进程的默认优先级是80，想要修改进程的优先级，为啥不直接修改80为60，而是需要Nice=-20来设置优先级为60？
- 明确 O (1) 调度器的核心机制：active/expired 队列
进程先都在active指向的strcut rqueue_elem中所维护的队列，当这个队列里的进程都运行完之后，会交换active和expired的指针，再去运行expired指向的strcut rqueue_elem中的进程，这样保证了局部按照FIFO的规则调度进程上CPU，因为要是有一个进程在60，它运行完后还要继续运行，把它再次挂到60上，那后续的90的进程一直得不到CPU，就会处于饥饿状态，因此需要expired。这就是O(1)调度器的核心机制。
- “默认优先级 80（实际 120）” 是队列分组的基准，不能直接改
比如当前这个进程优先级是80，在cpu上运行到时间片截止，但进程还没运行完，此时若想提高该进程的优先级，一定是Nice=-20，使得这个进程从active进程expired后，在expired队列里，可以利用Nice值将进程挂在60的队列里；但要是直接修改基准值为60，那么expired里的所有进程默认都是60了。
13、环境变量
(1)存储：环境变量在bash这个进程里面存着，被bash去维护的；即环境变量在bash进程的上下文里。bash进程启动的时候会加载.bash_profile（配置文件），要是把自己的文件路径添加进去之后，下一次打开bash直接就能运行自己的命令了。
（2）两张表，bash中会有两张表，一张环境变量表，一张命令行参数表（存储用户的命令行输入的参数），但这两张表存储的都是字符串。
（3）用户登录时，就有bash进程启动，bash进程会维护这两张表。首先拿着用户命令行输入的命令去找命令行参数表去解析命令，二一个就是根据用户当前的地址去查看环境变量表中的PATH有没有用户的地址，有的话用户就可以直接执行当前的命令了。因此，指令的查找工作，是由bash自己完成的。
（4）更多环境变量
HISTSIZE=1000用户用上下键，找到历史的1000条命令
bash用环境变量了，其实就是用户用了。
（5）和环境变量相关的命令
（6）通过代码获取环境变量
#include
int main(int argc, char *argv[], char *env[]){int i = 0;for(; env[i]; i++){printf("%s\n", env[i]);}return 0;} bash进程把环境变量传递给env[];
其实系统在执行代码的时候，main函数并不是入口，而是_start函数，它会调用main函数,下面图中的arg_count表示main函数的参数个数
上面获取环境变量的这个代码是code.c文件，运行./code.c也就是bash的一个子进程，那么利用export添加环境变量之后，运行code.c文件，打印出来的env环境变量就会多出来自己添加的，也就是环境变量能够被子进程继承。
环境变量的全局性：就因为孙子也可以拿到环境变量
（7）通过系统调用获取或设置环境变量
#include
int main(){printf("%s\n", getenv("PATH"));return 0;} 如果我想写一个程序，只让我自己zrx这个用户能跑，其他人都不行，那就用bash获取USER的环境变量，然后用if else语句去判断当前用户是不是zrx，是的话执行相应的代码，不是的话就不能执行，走else的这个语句。这也解释了为啥环境变量是全局的可以被子进程使用的，就是为了让子进程做自己想要做的特殊操作的。
（8）用char**environ获取环境变量，直接指向环境变量表
推荐法2
（9）本地变量
14、程序地址空间
实际是虚拟地址空间，并不是物理的地址空间，也叫做进程地址空间
有一份全局变量，子进程对其进行++，父进程不改，子进程读出来的数据在++，父进程不变，很正常，这是进程间独立的体现，有两份全局变量，但是从父进程和子进程去打印出来的变量的地址却是一模一样的，所以说明了这个地址是虚拟地址而不是物理地址。
解释：子进程继承了父进程的虚拟地址和页表，因此同一份虚拟地址在刚开始的时候映射到的物理地址是一样的，但是子进程要修改变量的话，就会发生写时拷贝，子进程页表虚拟地址对应的物理地址会发生改变，如下图所示，变成了223344，即给子进程新开了一个物理内存空间，共子进程去修改内容。
操作系统要对进程的虚拟地址空间做管理，也就是一个结构体，里面保存了每个空间的其实地址和结束地址
虚拟地址空间是一个结构体struct mm_struct
为什么需要有虚拟地址空间？
