目录

什么是进程：

查看进程的方式：

显示所有进程

打印第一行的信息

显示指定进程

保存进程的目录proc

PID

获取pid的方式1

获取进程的方式2--系统调用

PPID

验证proc的实时性

认识当前路径

fork() 创建子进程

性质

为何父进程返回的是子进程的pid，子进程返回0？

操作系统的进程状态

运行态

终止态

阻塞态

挂起态

Linux下的进程状态

R--运行状态

阻塞状态 

S--浅睡眠状态

D--深度睡眠

Z和X--僵尸状态和死亡状态

孤儿进程

T--暂停状态

t--追踪状态

---

什么是进程：

在 Linux 下跑起来的程序就叫做进程；

可以和文件对比来理解，我们知道 文件是由文件内容和文件属性组成的，而进程是由自己的属性和对应的文件组成，在操作系统中，进程的数据和属性存在PCB中，在Linux中，PCB等于task_struct；

操作系统通过对 task_struct 来管理进程，就相当于在大学，学校通过对我们的数据属性来管理我们一样；

进程 = task_struct + 文件(文件属性+文件内容)

查看进程的方式：

当一段代码编译好后生成可执行程序后，当执行这个可执行程序，必然会产生一个以可执行程序同名的进程，那么进程如何查看呢？

显示所有进程

ps ajx

打印第一行的信息

ps ajx | head -1

显示指定进程

ps ajx | grep 进程名

ps ajx | grep 进程名 | grep -v grep

grep -v grep可以去掉grep的进程：

ps ajx | head -1 && ps ajx | grep 进程名 | grep -v grep

打印第一行信息和指定进程：

保存进程的目录proc

目录 proc 保存的是当前系统的实时进程信息，我们可以通过 进程对应的 PID来验证此目录

PID

进程的一个进程只有一个pid，pid与进程相互对应，在 proc 目录下，存有进程的pid：

获取pid的方式1

上述用 ps ajx 来查看进程的信息，可以获取到进程的 pid ：

获取进程的方式2--系统调用

系统调用的方式：

对比两种方式，我们发现同一个进程，pid不同，原因是因为当一个进程结束后，再次调用此进程，系统会重新分配空间给进程，pid也会改变；

与创建变量，每一次运行时变量地址都不同是一个道理

PPID

ppid是父进程，父进程控制子进程，通过子进程来完成一个程序的执行

可以通过上述两种方式查看，这里看一下系统调用的方式：

验证proc的实时性

进程既然已经存在了，那么proc中一定存在此进程的pid：

若此时我们结束掉此进程：

再次开始进程：

认识当前路径

cwd：进程当前的工作路径；

进行文件操作时，默认文件的创建路径是当前路径，这个当前路径指的就是 cwd -> 进程的工作路径

exe：进程对应的可执行程序的磁盘文件

fork() 创建子进程

我们用 ./ 来将程序运行起来，起始就是手动创建了一个子进程，除了手动创建，还可以通过系统调用来创建子进程

性质

调用成功，给子进程返回 0，父进程返回子进程的 pid

有两个返回值

调用失败，返回 -1

子进程也会有自己的 task_struct 来存储自己的属性，其中 task_struct 内的大部分数据都是从父进程的 task_struct 中继承下来的；

fork() 以上和父进程执行相同的代码；

fork() 以下的代码段共享：父进程和子进程通过变量的返回值不同，执行不同的代码块，代码共享，子进程无自己的代码，但是数据独立，有自己的数据

因此同一个变量，能打印出来两个不同的值

为何父进程返回的是子进程的pid，子进程返回0？

为了识别子进程，一个父进程下可能会有多个子进程，将子进程的pid返回给父进程，父进程可以快速的识别这是哪一个子进程；

子进程返回0，可以知道自己被创建成功了，并且子进程找父进程的成本低，直接系统调用就可以了，因此简单的返回一个0就可以了。

操作系统的进程状态

运行态

只要 PCB 在运行队列中，那么此进程就叫做运行态，代表已经准备好了，可以随时调度

终止态

进程还在，只不过永远不在运行了，随时等待被释放；为什么不是立即被释放呢？因为操作系统可能在进行其他操作，不能理解释放，所以才有了终止态

阻塞态

进程申请 cpu 资源进行执行操作，需要在其队列中排队；那么申请其他资源：网卡、磁盘、音响等，也是需要在对应资源的队列中排队的；

当 cpu 执行到一个进程时，此进程需要调用其他资源，但是资源还没有准备好，那么此进程的 PCB 将会从 cpu 的运行队列转移到需要调用的资源的运行队列中等待，不会执行此进程，不会阻挠 cpu 调用其他进程，此时这个进程就是卡住的状态，叫做进程阻塞。

挂起态

在 cpu 运行队列中的进程，他们的代码和数据是被加载到了内存中的，当内存不够用的情况下，操作系统会将短期内不会被 cpu 调度的进程的代码和数据置换到磁盘上

Linux下的进程状态

R--运行状态

以不用调用外设的死循环为例，cpu 一直在调用此进程，那么它就为运行态：

阻塞状态 

S--浅睡眠状态

linux下的浅睡眠状态可以被随时唤起、可以被手动终止，因此又称为可中断睡眠

当进程要访问非磁盘的外设时，总是需要等待资源就绪的，Linux下的PCB叫做 task_struct ，task_struct会在资源的运行队列中等待，这就是浅睡眠状态：

我们在运行，为什么是阻塞态？

因为 cpu 处理进程的速度是非常快的，外设的访问速度是跟不上cpu的处理速度的，在调用进程的时候，大部分的时间都是在等待外设资源就绪，因此这里的进程是阻塞状态；

D--深度睡眠

disk sleep--深度睡眠状态，如果进程等待的外设是磁盘资源，那么此进程就是深度睡眠状态

如何理解：

在内存不够用，进程过多，服务器压力过大时，可能会终止掉一些进程；

在一个进程要将大量数据写入磁盘中，在写入过程中，进程会将自己设置成深度睡眠状态，等待磁盘的写入失败或者成功的消息，防止被操作系统终止造成数据丢失。

结论：深度睡眠可以防止被操作系统终止掉；等待磁盘资源就绪，也是阻塞状态

Z和X--僵尸状态和死亡状态

死亡状态：资源可以立马回收

僵尸状态：在Linux下，当进程退出的时候，一般不会直接进入死亡状态，而是进入僵尸状态，僵尸状态存储着这个进程的执行结果，维护着退出信息，通过僵尸状态来告知操作系统此进程是否需要终止。

因为父进程控制着子进程，父进程不回收子进程，子进程会一直保持僵尸状态，没有用的进程还不能被释放占据着空间，这是内存泄漏！！

孤儿进程

如果父进程提前退出，子进程还在运行，那么子进程会被一号进程领养，被领养的子进程就叫做孤儿进程：

#include 
 #include 
 #include 
 #include 
 int main()
 {
   pid_t id = fork();
   if(id==0)
   {
     int j = 1;
     while(j++)
     {
       if(j>4)
       {
         printf("我是子进程，我已经孤儿了\n");
         sleep(1);
       }
       else
       {
         printf("我是子进程,我马上孤儿了\n");
         sleep(1);
       }
     }
   }
    else
    {
      int n = 4;
      while(n--)
      {
        printf("我是父进程,我还有%d秒退出了\n",n);
        sleep(1);
      }
      exit(0);                                                                          
    }
  return 0;
 }

此时有一个问题，我们 Ctrl + C 不能结束掉孤儿进程，因为它变成了后台进程：

 必须要用命令将其终止掉：

T--暂停状态

当一个进程运行时，用命令传递信号令其暂停

kill -19 pid

此时这个孤儿进程就是暂停状态

//继续进程
kill -18 pid

t--追踪状态

暂停状态的一种，在gdb调试中，打上断点，运行至断点处即可：