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- 1.4.4 else 和 if else 为什么可以同时执行？
- 1.4.5 一个局部变量为什么可以同时等于 0 和大于 0？
概要&序論
Hello大家好，我是此方，上文我们初步探讨了[进程]这个话题，了解了冯诺依曼体系结构和软硬件体系的层状结构，最重要的还是一句话“先描述，再组织。”今天将正式开始对进程概念的理解。好的，现在我们开始吧。
一、进程的概念
1.1进程的课本概念
- 课本概念：
- 内核观点：
- 当前： 进程 = 内核数据结构(
task_struct) + 自己的程序代码和数据。
如果说进程的概念我就这么讲的话，未免也太不负责任了，以上的概念实际上是已经了解它的人提出的精辟的总结，不适合我们直接拿来讲。 那么，进程——到底是什么？
1.2进程的实际概念
1.2.1什么是PCB/task_struct
我们上一篇文章中了解到：程序没有被运行起来的时候都是一个个在磁盘上的文件，在运行起来之后就要被加载进内存。 此时，操作系统（OS）必然要对多个被加载到内存中的程序进行管理。
管理的核心逻辑是：先描述，再组织。
先描述，操作系统描述进程的各种数据，创建了一个PCB，PCB是什么？
PCB 全称是 Process Control Block，即进程控制块。
PCB就可以理解为进程的一个“户口本”。 在 Linux 操作系统中，用于描述进程的结构体叫做 struct task_struct(PCB和task_struct是抽象和具体的关系)。它包含了进程的所有属性。我们举例几个（后面的文章中都会讲,实际上这里面有上百个描述信息）
- 标示符
- 状态
- 优先级
- 程序计数器
- 内存指针：包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针
- 上下文数据：进程执行时处理器的寄存器中的数据[休学例子，要加图CPU，寄存器]。
- I / O状态信息：包括显示的I/O请求,分配给进程的I / O设备和被进程使用的文件列表。
- 记账信息：可能包括处理器时间总和，使用的时钟数总和，时间限制，记账号等。
1.2.2操作系统内部组织的进程链表
再组织，操作系统再每一个task_struct里面都放了一个指针，于是每一个PCB连接在一起。形成了一个链表。
最终：对进程的管理，最终就变成了对链表的增删查改。
- 增加：加入一个新的PCB，然后用它指向我们新的被加载进来的代码与数据
- 删除：一个代码运行结束，将我们的一个对应的PCB删除（从链表中)操作不是直接去操作我们的代码与数据，而是去找我们的PCB，用PCB去修改我们的代码与数据
但是我们还是不是很清楚，进程的链表到底是什么？ 试想一个场景，我们在面试的时候，排成一个长队，然后一个一个找面试官。比喻面试官为CPU，那么我们就是PCB。 但是实际上这种模型不符合实际，准确的来说，不是我们的人在排队，而是我们的简历在排队——也即是:我们人是数据和代码，而简历就是对应我们人的PCB。于是，先描述再组织的结构就清晰了。
1.2.3输出两个结论
没错！关于进程我们首先要输出两个颠覆你想象的概念：
- 进程==PCB+加载到内存的代码和数据，而不是代码和数据。
- 操作系统对进程的管理==操作系统对链表的增删查改。这也是解耦。
1.3初见系统调用与查看我们的进程
1.3.1系统调用存在哪里
看完上面的理论部分，这会是我们第一次触碰系统调用。首先得知道它在那里查找。 如下的man手册前者是系统调用，后者是库函数调用。
1.3.2第一个系统调用
1 #include<stdio.h>2 #include<unistd.h>3 #include<sys/types.h>5 intmain()6 {7 while(1)8 {9 sleep(1);10 printf("我是一个进程！，我的pid: %d\n", getpid()); // 获取当前进程的pid11 }12 }
unistd.h：包含了各种系统服务的函数原型，是访问系统调用（如 getpid）的门户。
sys/types.h：提供了进程 ID 等数据类型的定义（如 pid_t）。
sleep：让进程进入休眠状态。（后面进程状态回讲）
getpid：通过系统调用直接向内核申请获取当前进程的唯一标识符（PID）。
那么除了getpid以外，我还要补充一个系统调用：getppid，获取父进程的pid。
1 #include<stdio.h>2 #include<unistd.h>3 #include<sys/types.h>5 intmain()6 {7 while(1)8 {9 sleep(1);10 printf("我是一个进程！，我的pid: %d\n", getppid()); // 获取当前进程的父进程pid11 }12 }
1.3.3查看一个进程
那么进程创建起来了，让他跑起来后如何查看它呢？我们可以使用 ps axj 命令。该命令会列出系统中所有进程的详细状态信息。
为了更高效地观察进程，我们通常会结合管道和脚本进行优化：
- 基础过滤
- 去除干扰：加上
grep -v grep 过滤掉过滤指令本身的进程。 - 保留标题栏：使用
head -1 显示 ps 输出的首行属性说明。 - 实时监控脚本： 使用
while 循环构建一个简单的自动化脚本：
while :; do ps axj | head -1 && ps axj | grep 'myprocess' | grep -v grep; sleep 1; done
pid不会一成不变，当我们ctrl +c杀死进程后，再次运行看到的pid就不一样了。补充，杀死进程的方法还有一个，通过信号杀死：kill -9 进程pid。
但是细心的你肯定发现了：有一个pid是始终不变的
查看它，我们发现，它就是bash。所以说命令行解释器本质上也是一个进程，它是一个会在你的终端不断的打印一个譬如[zbc@bite…]$并且不断的阻塞等待你输入的一个进程。 操作系统对每一个用户都会创建一个bash。（bash前面的一横杠表示“远程登录”）
除了上述的方式查看进程，还有一种方式：通过 /proc 目录查看进程，系统把你的一个一个进程都转化称为了文件。 进程结束，文件消失。
或者打开一个指定的进程的文件夹： /proc/21381, 好，我要补充两个小知识。
1.3.4进程与工作目录
这两个是什么？
exe -> /home/whb/code/code/merge_class/lesson12/myprocesscwd -> /home/whb/code/code/merge_class/lesson12
第一个是进程的路径，让进程知道自己是哪里来的。它的代码和数据在磁盘的什么位置，把它干掉不会影响进程的正常运行。（一般情况下，后面讲挂起的时候再讲这个地址的重要性）当然你给他干掉了，它会跳红警告。 第二个是进程的当前工作目录。文件拼接：当我们在代码中使用相对路径打开文件（如 fopen("hello.txt", "w");）时，系统会自动将 cwd 的路径与文件名进行拼接，从而确定文件在磁盘上的位置。
这也是为什么新建文件默认会出现在可执行文件同级目录的原因——因为进程启动时的 cwd 默认继承自父进程（通常是 shell）所在的路径。
动态修改：chdir 系统调用： 进程可以通过调用 chdir 接口来动态改变自己的工作目录。
#include<unistd.h>chdir("/home/whb"); // 将进程的工作目录切换到 /home/whbfopen("hello.txt", "a"); // 此时文件将创建在 /home/whb 目录下
有没有这么想过？其实shell也是一个进程，于是cd命令很可能内部就封装了一个chdir，事实确实如此。
1.4进程父子关系
1.4.1进程树
我们的进程是一个单亲繁殖系统，类似于B树（我们还没有学），一颗多叉树从根结点出发延伸出多个子进程。譬如我们一切的命令都有一个共同的父进程bash。
1.4.2子进程的创建
那么进程应该如何创建呢？我们先来介绍一个创建子进程的系统调用： fork（）。
头文件：#include <unistd.h>
快速了解一下这个系统调用：一句话核心：fork() 就是进程的“分身术”——调用一次，原地复制出一个几乎一模一样的子进程，让程序实现真正的“分头行动”。
- 作用： * 创建分身：产生子进程，继承父进程的代码和数据。 * 并发处理：让父子进程同时运行，互不干扰地处理不同任务。 * 环境隔离：子进程在独立空间运行，崩溃不影响父进程。
我们写一个代码然后慢慢讲：
#include<iostream>#include<unistd.h>#include<string>#include<sys/types.h>using namespace std;voidFunc_Test_Process(){pid_t _id = fork();if(_id < 0){string strerror("fork fail");throw strerror;}else if(_id == 0){while(1){printf( "这是一个子进程，子进程的pid是: %d ,子进程的ppid是: %d .\n",getpid(),getppid());sleep(1); }}else if(_id > 0){while(1){printf( "这是一个父进程，父进程的pid是: %d ,父进程的ppid是: %d .\n",getpid(),getppid());sleep(1);} }}intmain(){try{Func_Test_Process();}catch(string&& str){ cout<<str<<endl;}}
如上，父子进程都拿着各自的_id去执行对应的代码。 我们的父进程创建一个子进程，默认是将父进程的PCB中的数据拷贝一份给子进程，并修改一部分内容，比如pid和ppid。于是子进程自然而然地就会指向父进程的那段数据与代码。于是自然而然地，子进程也会去执行父进程后面的那一段代码。相当于有两个进程同时执行代码。
这里父进程获取到子进程的pid，并且子进程获取的id结果是0.为什么？
- 子进程不必获得父进程的pid，因为子进程可以用ppid
如果你看到这里，一定被很多问题困惑着，没错，它确实颠覆了你从C到C++到数据结构以来的代码经验。 于是我们有三个问题需要解决，这些问题看似都违反了C++的语言规则。
1.4.3一个函数为什么可以有两个返回值
我们首先来解决第三个问题：一个函数为什么可以有两个返回值？为什么fork可以返回两个值？
首先我想要问你一个问题：一个函数到达了return，它的核心功能做完了没有？ 答案是做完了，fork内部也是如此，也就是说，fork在return之前就已经完成了
那么精确到语句层面，子进程被创建的时间结点一定在return之前，于是fork内部必然会有两个进程返回两个值。
1.4.4 else 和 if else 为什么可以同时执行？
在之前的认知里，if else 和 else 永远互斥。但在 Linux 系统编程中，这个规则被“进程”这个维度打破了。 我们要明确一个概念：代码是共享的，但执行流是独立的。 正如前面所说，当 fork 函数核心逻辑执行完毕时，系统里已经存在两个独立的执行流（父进程和子进程）。
- 父进程：拿着
fork 返回的子进程 PID，继续向下执行。它遇到了 if(_id > 0)，逻辑判断为真，于是进入该分支。 - 子进程：拿着
fork 返回的 0，也继续向下执行。它遇到了 if(_id == 0)，逻辑判断为真，于是进入该分支。
所以，并不是“在一个进程里同时执行了两个分支”，而是两个进程各自执行了属于自己的那个分支。由于它们几乎同时在屏幕上打印，才给了你一种“代码逻辑被违背”的错觉。我只能先讲到这里，这个问题还有疑点，我必须放在进程地址空间里面讲。
1.4.5 一个局部变量为什么可以同时等于 0 和大于 0？
这可能是最令你崩溃的地方：同一个变量 _id，怎么可能既是 0 又是进程号？ 这里涉及到了 Linux 内存管理的核心技术——写时拷贝。
1. 初始状态：fork 刚完成时，子进程的页表指向的物理内存和父进程是同一块。也就是说，它们最初确实共享同一个 _id 的内存空间。 2. 发生写入：当 fork 准备返回结果并写入 _id 变量时，操作系统发现有两个进程尝试操作这块内存。 3. 触发拷贝：为了保证进程的独立性（互不干扰），操作系统会为子进程重新开辟一块物理空间，把父进程的内容拷贝过去，然后修改子进程页表的映射关系。 你在父进程里看 _id，它映射的是一块存着子进程 PID 的物理内存；你在子进程里看 _id，它映射的是另一块存着 0 的物理内存。
由上我们其实还能得出一个结论：进程具有独立性。 两个进程的PCB数据结构是独立的。代码不可修改（后面讲进程程序替换的时候说明这里其实说的不对）即使共享也不会影响，数据又有写时拷贝护着。
1.4.6补充一个有趣的进程——守护进程（了解）
采纳自Gemini：
守护进程和精灵进程指的是同一种东西。
- 中文术语
- 英文术语：Daemon（原意为“精灵”、“守护神”，故部分翻译称之为精灵进程）。
什么是守护进程？ 守护进程是生存期长的一种进程。它们通常在系统引导装入时启动，在系统关闭时终止。它的三个核心特征：
- 后台运行：它没有控制终端（TTY），你无法在屏幕上直接看到它的输入输出。
- 独立于终端：即使你关闭了当前登录的 Shell 窗口，它依然在运行，不受用户登录、注销的影响。
- 周期性/等待性：它通常在等待某个事件发生（比如 Web 服务器等待请求）或周期性执行任务（比如磁盘清理）。
好的本期内容就到这里，如果对你有帮助，还不要忘记点赞三联支持。我是此方，我们下期再见。bye!
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