1. 进程状态

1.1 操作系统科学 的 进程状态

1.11 运行态 & 就绪态 —— 就绪未出队，等待运行。运行已出队，正在运行

1.12 阻塞态 —— 卡住 就去 卡住的软硬件 的 等待队列 等待资源

1.13 挂起态 —— 与磁盘进行大量IO操作，以时间换空间，卡顿的原因

1.2 调度队列是啥？ —— Linux内核双链表的实现方式

1.3 Linux内核 根据偏移量求地址的方式

1.4 这么麻烦，为了？ —— 链表节点 可改造成其他 数据结构，并且都具备通用性！

1.5 Linux 操作系统 的 进程状态

1.51 R（running）运行态 —— 在调度队列中就是运行态

1.511 ps axj —— 可观察进程属性。搭配grep行过滤关键词

1.512 查看循环printf进程，总是S，极少R？ ——  CPU快，屏幕慢，printf频繁在等待屏幕输出

1.513 查看状态，总是有+或s —— [ ]+是前台进程，[ ]是后台进程，s是登录shell会话首进程

1.514 ./myproc & —— 加 & 在结尾，就能在后台启动进程！无法ctrl + c杀死！

1.515 kill -9 [进程pid] —— 杀死后台进程的方式

1.516 前台，后台？ —— 定义读取键盘的优先级是前台 + 多进程并行执行的效率提高

1.517 kill -l —— 查看kill命令的全部选项中：9,18,19

1.52 S（sleeping）可中断睡眠态 —— 阻塞态，浅睡眠态（OS、指令随便杀）

1.53 T （stopped）停止态 —— 抢前台资源，被OS强行休眠，阻塞态

1.530 jobs [-l] —— 可查看后台进程的编号，pid，状态等

1.530 fg [后台进程编号] —— 将后台进程，拉回前台执行

1.531 kill -19 [pid] —— stop，前台循环进程进入T，默认切换至后台进程

1.532 kill -18 [pid] —— 唤醒后台进程，会继续执行，但不会回到前台

1.54 t （tracing stop）追踪停止态 —— 调试时，遇到断点，被调试器强行休眠

1.541 cgdb是一个进程

1.542 cgdb调试程序本质是打开了指定路径的可执行程序

1.543 调试器是父进程，运行的程序是子进程

1.55 D（disk sleep）不可中断睡眠态 —— 深睡眠态，阻塞态（无法杀，除了断电）

1.56 Z（zombie）僵尸态 —— 子进程结束，一定变成僵尸进程，等待父进程善后

1.561 孤儿进程 —— 父进程先 Z，子进程都过继给systemd pid = 1：OS本身善后。孤儿进程默认被切换为后台进程

1.57 X（dead）死亡态 —— 由 Z 改为 X，是瞬时状态，无法查看

1. 进程状态

1.1 操作系统科学 的 进程状态

操作系统科学 的 进程状态 适用于 大部分操作系统 

进程状态大类分3种：运行，阻塞，挂起

进程状态看起来遥不可及，实际上就是每个PCB中的整型变量 int state

只不过根据状态标记的不同，需要的操作，和导致的结果不同罢了。下面细说

1.11 运行态 & 就绪态 —— 就绪未出队，等待运行。运行已出队，正在运行

就绪态：进程处在调度队列中，按照FIFO，等待分配CPU（还未出队）

运行态：进程从调度队列中，被调度选中、出队、正式占用CPU开始执行（已经出队）

1.12 阻塞态 —— 卡住 就去 卡住的软硬件 的 等待队列 等待资源

阻塞态：进程 主动/被动 放弃 占用/等待 CPU，暂时不再参与调度，直到等待的资源获取成功，才会被唤醒

原理：进程处于运行态，正在占用CPU执行进程时，分两种情况阻塞态：

后台进程：强行读取抢占前台资源，如shell正在使用的键盘，被认为是插队，OS将其休眠，然后将该节点直接从 CPU 插入到 键盘硬件 的 等待队列 中，等待资源，进入阻塞态

前台进程：因为等待scanf读取键盘的输入资源，CPU调用库函数调用scanf，其封装了read()系统调用，CPU执行到系统调用发现没有读取到资源的输入，就会申请OS执行休眠函数，OS执行休眠函数，然后将该节点直接从CPU  插入 键盘硬件 的 等待队列 中，等待资源，进入阻塞态

1.13 挂起态 —— 与磁盘进行大量IO操作，以时间换空间，卡顿的原因

挂起态：因为进程多且大，导致内存空间不足时，OS会将优先级较低的进程：就绪态、阻塞态 在内存中的代码段和数据段换入磁盘的swap分区空间，空留下PCB节点排队等待调度运行，这称为挂起状态。轮到他们运行时，会从磁盘拷贝回来，再运行。

细分：阻塞时挂起，是阻塞挂起态，就绪时挂起，是就绪挂起态

原理：

所有操作系统，一般 都会 给磁盘空间预留一段 swap分区

当内存空间不足时，OS为了提高空间，会将暂时运行不上的进程:就绪态、阻塞态的进程，将他们的在内存中 代码段 和 数据段 移动拷贝 到 磁盘的swap分区，扩大内存空间。PCB节点则不移动，就在原地等候排队调度。

缺陷：

磁盘的IO速度与CPU不是一个量级，速度差巨慢，这也是为什么进程越多，电脑/手机 越卡顿的原因：内存空间严重不足，需要与磁盘进行大量的IO操作来回切换数据，效率巨慢

1.2 调度队列是啥？ —— Linux内核双链表的实现方式

调度队列本质上是双链表，不过只是用了头尾插入删除操作

链表可以根据使用方式，改造成几乎任何常用的高级数据结构
 

Linux内核的链表，不是将每个PCB作为链表节点参数之一

而是：PCB内部内嵌链表节点，节点参数就两个：next，prev

为什么这么做？ 原因：高度解耦、通用的泛型链表！

原思路链表：链表节点内嵌PCB，

缺陷：PCB参数改动，或者节点新增参数，所有链表节点立刻失效，都得跟着改！耦合度极高，不好维护

Linux内核链表思路：PCB内嵌链表节点

优点：PCB改变参数，都可通过链表节点，再通过求取偏移量的方式（后面），得到变量。

每个PCB都可以自定义变量，怎么样都能找到变量，而这又和链表无关：链表只负责链接和提供自己地址。耦合度极低，更好维护

1.3 Linux内核 根据偏移量求地址的方式

C/C++ ： &a[0] 和 &a 的结果，在数字上，完全一致

都是数组的首地址。换作结构体：

    &x &(x.a) 完全一样！

都是结构体的首地址，得出地址后，根据结构体对齐原则，算出变量大小，加上偏移量，就能求出其他变量的地址！

基于此原理：假设0号地址存在结构体对象类型，直接强转(struct obj*)0，访问d元素，求偏移量：

既然offset是起始地址 - d的地址偏移量，那做个实验比较一下：

结论Linux内核中，可这样：

知道节点地址 -> (PCB*）0 -> 箭头访问节点 -> 取地址 -> 得出节点偏移量->反推真正PCB首地址

这样，PCB地址就得到了！想访问其他变量一样：直到变量名，重复上面过程！  

1.4 这么麻烦，为了？ —— 链表节点 可改造成其他 数据结构，并且都具备通用性！

只需要改变链表的使用方式，就能以一个链表节点结构体，创建出几乎所有常用高级数据结构！并且也与链表节点本身一样，具备极强通用性！所有数据结构的源码就2行：

listnode* next ,listnode* prev!

1.5 Linux 操作系统 的 进程状态

1.51 R（running）运行态 —— 在调度队列中就是运行态

1.511 ps axj —— 可观察进程属性。搭配grep行过滤关键词

运行态：在调度队列中，就是运行态，这点 与 操作系统科学 的 概念不同。

严格来讲，需要区分 就绪态 和 运行态。

1.512 查看循环printf进程，总是S，极少R？ ——  CPU快，屏幕慢，printf频繁在等待屏幕输出

利用ps axj 命令，观察进程运行的状态：

为啥一会是S（sleeping，浅睡眠态，阻塞态），一会又是R（running，运行态）？

按理来说，应该是一直在运行态？

原因：进程看似一直在运行，实则是屏幕设备的 IO速度太慢！

CPU跑代码飞快，但终端屏幕设备 IO 极慢，进程绝大部分时候都在等屏幕设备刷新！

所以就大部分时候都在浅睡眠的阻塞态

运气好，疯狂ps，可能发现它在R状态！但绝对是S状态更多

1.513 查看状态，总是有+或s —— [ ]+是前台进程，[ ]是后台进程，s是登录shell会话首进程

正常启动启动进程，就是前台进程，状态总是带 +  

前台进程，占据了前台资源，bash指令无法使用！

下面演示，后台进程如何运行：

1.514 ./myproc & —— 加 & 在结尾，就能在后台启动进程！无法ctrl + c杀死！

1.515 kill -9 [进程pid] —— 杀死后台进程的方式

杀死了。

1.516 前台，后台？ —— 定义读取键盘的优先级是前台 + 多进程并行执行的效率提高

多个进程，需要执行，如果都需要读取键盘文件，键盘只能由一个进程使用。

那肯定要按先后顺序提供读取

所以：先读取的，定义为前台进程。后读取的，称为后台进程。

前台进程只有一个，后台进程可以有很多个。因为目前都用不到键盘文件

效率提高：

不需要键盘的进程，统一在后台跑，前台只处理需要键盘的：如shell指令

这样：多进程同时执行，效率提升飞快！

如果只有前台：

输完指令，还得单独启动输出信息、磁盘IO文件等进程，效率低。

前台，后台：

不需要键盘的一律在后台执行！如果100个不需要，就节省100个操作运行时间！

1.517 kill -l —— 查看kill命令的全部选项中：9,18,19

重点学习 9,18,19：杀死，继续，停止

SIG：kill   CONT：continue   STOP：stop

效果等价
kill -9 PID
kill -SIGKILL PID 

1.52 S（sleeping）可中断睡眠态 —— 阻塞态，浅睡眠态（OS、指令随便杀）

可中断睡眠态：主动 向OS申请休眠，从CPU离开 或 从调度队列出队，入队具体硬件的等待队列。本质是阻塞态

可中断：内存严重不足，OS可随便杀死进程，kill指令、crtl + c 也能随便杀进程

1.53 T （stopped）停止态 —— 抢前台资源，被OS强行休眠，阻塞态

停止态：被动 休眠，因为抢占前台进程资源，被OS强行休眠，从就绪态，变为停止态：

PCB结构体节点被OS从调度队列出队，入队具体硬件的等待队列。本质也是阻塞态

1.530 jobs [-l] —— 可查看后台进程的编号，pid，状态等

1.530 fg [后台进程编号] —— 将后台进程，拉回前台执行

1.531 kill -19 [pid] —— stop，前台循环进程进入T，默认切换至后台进程

前台如果在跑循环打印进程，kill -19 [pid] ： 强制该进程T状态

因为前台不允许阻塞态，bash会自动取得操作权，把该进程由前台转移至后台

1.532 kill -18 [pid] —— 唤醒后台进程，会继续执行，但不会回到前台

1.54 t （tracing stop）追踪停止态 —— 调试时，遇到断点，被调试器强行休眠

追踪停止态：被动停止。debug版本exe，用调试器打断点调试时，运行到断点，进程就会被调试器强行休眠暂停，是阻塞态

1.541 cgdb是一个进程

1.542 cgdb调试程序本质是打开了指定路径的可执行程序

先区分：

cgdb：封装gdb，套的外壳

gdb --nw ... ：真正的调试器，cgdb封装gdb整的可视化调试界面

1.543 调试器是父进程，运行的程序是子进程

如图：

cgdb是父进程，gdb是cgbd的子进程，同时是myproc的父进程！

1.55 D（disk sleep）不可中断睡眠态 —— 深睡眠态，阻塞态（无法杀，除了断电）

不可中断睡眠态：与磁盘进行大量 IO 操作，可能涉及重要内容的交互，或者说为了保护读写安全，CPU执行时会申请OS标记为D：不允许被任何形式杀死，也不允许被swap挂起。断电能杀死。

允许从CPU离开、插入 IO 等待队列

一般情况都是S状态。极少情况是D状态

除非：与磁盘进行大量 IO 操作，磁盘老旧，读写故障率高，读写慢

涉及底层硬件的写入..

1.56 Z（zombie）僵尸态 —— 子进程结束，一定变成僵尸进程，等待父进程善后

僵尸态：子进程结束后，它的代码段与数据段会立刻销毁。PCB不会彻底销毁：它会保留极少数状态信息如pid，state，子进程结束退出时，触发系统调用exit()，OS修改 state 为 Z。

此时就是僵尸状态：已经退出，但还没人读取的状态。

PCB在等父进程来读取。如果父进程早死了，无法读取，就会内存泄漏，变成孤儿进程！

为了解决内存泄漏，所有孤儿进程都会被过继给pid = 1 的OS内核大管家：systemd

如图：前台的僵尸进程！并且：会被标记 <defunct> 失效的，无用的！

1.561 孤儿进程 —— 父进程先 Z，子进程都过继给systemd pid = 1：OS本身善后。孤儿进程默认被切换为后台进程

孤儿进程默认被切换为后台进程

1.57 X（dead）死亡态 —— 由 Z 改为 X，是瞬时状态，无法查看

死亡态：子进程由 僵尸态 被 父进程 通过 系统调用wait（），被 OS 回收，标记为X，此时进程才算彻底结束，PCB才会被彻底销毁