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为什么计算机要采用冯诺依曼体系呢#xff1f;
在计算机出现之前有很多人都提出过计算机体系结构#xff0c;但最…一. 前置知识
1.1冯诺依曼体系结构 我们常见的计算机如笔记本。我们不常见的计算机如服务器大部分都遵守冯诺依曼体系
为什么计算机要采用冯诺依曼体系呢
在计算机出现之前有很多人都提出过计算机体系结构但最终选择冯诺依曼是因为用比较少的钱就可以做出效率不错的计算机
截至目前我们所认识的计算机都是由一个个的硬件组件组成 输入单元包括键盘 , 鼠标扫描仪 , 写板等 中央处理器 (CPU) 含有运算器和控制器等 输出单元显示器打印机等 关于冯诺依曼必须强调几点 这里的存储器指的是内存 不考虑缓存情况这里的CPU 能且只能对内存进行读写不能访问外设 ( 输入或输出设备 ) 外设 ( 输入或输出设备 ) 要输入或者输出数据也只能写入内存或者从内存中读取。 、一句话所有设备都只能直接和内存打交道。 为什么说所有的设备只能直接和内存进行数据传输不能直接和CPU传输 以CPU为中心离CPU越近存储效率就越高造价越高 外设(磁盘)的运行速度是毫秒级别内存是微秒级别CPU是纳秒级别如果说外设(磁盘)直接和CPU进行数据传输会导致效率低下比如说外设直接和CPU传输外设给CPU发送一点数据CPU就做计算CPU非常快CPU不仅仅要处理外设的数据还有别的事情要做当处理完外设的数据CPU就切换任务等外设传进来一点数据CPU就要停下当前的任务切换任务再去处理外设传进来的数据多次的切换任务会使效率降低让内存先接收外设的数据让内存传给CPU可以提升效率 两台电脑进行信息的传输是怎么传输的呢 两台电脑就相当于两套冯诺依曼体系AB两个人进行信息交互A通过键盘(输入设备)将数据写入到内存内存传给CPU计算经CPU计算完再传送给内存内存再由网卡(输出设备)发给BB的输入设备接收传给B的内存再传给B的CPU计算最后传给B的显示屏(输出设备)B就可以看到了 1.2 操作系统 OS
1.2.1 简述操作系统
操作系统是什么
是软件管理软硬件资源开机自动再内存启动
为什么开机自动启动为什么用它
操作系统管理软硬件资源为用户提供良好的体验如果没有它用户就得自己手动调试硬件自己兼顾软硬件 1.2.2 用户部分
用户就是指的是使用者用户操作接口就是操作系统给用户提供的系统调用接口
为什么要提供操作接口
操作接口分为shell外壳(Linux下的shellWindows下的图形化界面)lib(动静态库),部分指令(部分指令指的是操作系统提供的一些基本命令或者工具)
1) 用户直接使用接口降低了技术门槛
2) 其次是操作系统怕用户搞破坏给硬件搞坏
system call就是操作系统向上层提供的系统调用函数 1.2.3 系统软件部分
这部分就是操作系统管理软硬件操作系统对软硬件资源的管理分为两步 1. 描述起来用 struct 结构体 2. 组织起来用链表或其他高效的数据结构 简称: 先描述再组织 (非常重要以后会经常提及到) 操作系统系统内不仅要管理硬件软件例如进程也是要管理也是通过先描述再组织的方式管理操作系统就是C语言写的所以用struct结构体记录进程的所有属性这是先描述这个存储记录进程属性的结构体就是PCBLinux中是struct task_struct。用链表将所有的进程结构体连接起来这是再组织。 1.2.4硬件部分
这部分没什么好说的就是外设硬件 二.进程
2.1基本概念 1、已经加载到内存中的程序/正在运行的程序叫做进程一个操作系统不仅仅只能运行一个进程可以同时运行多个进程。 2、操作系统必须将进程管理起来而管理的过程是先描述再组织。 3、任何一个进程在加载到内存的时候形成真正的进程时操作系统要先创建描述进程属性的结构体对象PCBprocess control block---进程控制块进程属性的集合。 4、此结构体包括进程编号进程的状态优先级代码和数据相关的指针信息等。 5、根据进程的PCB类型该进程创建对应的PCB对象。有了PCB结构体对象在操作系统中对进程进行管理变成了对单链表进行增删改查。 6、进程内核数据结构PCB代码和数据。 7、在linux中描述进程的结构体叫做task_struct最基本的组织进程task struct方式采用双向链表组织的里面包含进程的所有属性。 描述进程 -PCB 进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中可以理解为进程属性的集合。 课本上称之为 PCB process control block Linux 操作系统下的 PCB 是 : task_struct Linux中通常用双链表管理进程的PCBnext节点指向的是下一个进程PCB的结构体 task_struct-PCB 的一种 在 Linux 中描述进程的结构体叫做 task_struct 。 task_struct 是 Linux 内核的一种数据结构它会被装载到 RAM( 内存 ) 里并且包含着进程的信息。 task_ struct 内容分类 标示符 : 描述本进程的唯一标示符用来区别其他进程。 状态 : 任务状态退出代码退出信号等。 优先级 : 相对于其他进程的优先级。 程序计数器 : 程序中即将被执行的下一条指令的地址。 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。 其他信息 组织进程 可以在内核源代码里找到它。所有运行在系统里的进程都以 task_struct 链表的形式存在内核里。 查看进程 进程的信息可以通过 /proc 系统文件夹查看 如要获取 PID 为 1 的进程信息你需要查看 /proc/1 这个文件夹。 2.2Linux有关进程的指令
ls /proc显示系统中动态运行的所有进程的信息 ls /proc/进程pid -l查看进程的详细信息详细信息中cwd和exe是当前对我们来说最重要的cwd是当前工作目录就是该进程的源文件的路径chdir函数可以更改进程的工作目录chdir(目标目录)。 exe就是进程的源文件是哪个 ps查看进程 ps ajx | grep xxx: 显示出进程名字中带有xxx的进程 ps ajx | grep head -1: 显示出属性通常配合其他ps指令使用 比如ps ajx | grep xxx ps ajx | grep head -1 getpid()获取进程pidgetppid获取进程ppid #includestdio.h
#includeunistd.hint main()
{while(1){printf(我的pid是%d我的ppid是%d\n,getpid(),getppid());sleep(1);}return 0;
} 父进程含义 我们登录xshell时系统会为我们创建一个bash进程即命令行解释的进程帮我们在显示器中打印对话框终端。 我们在对话框中输入的所有的指令都是bash进程的子进程。 bash进程只进行命令行解释具体执行出错只会影响他的子进程。 进程PID会变化而它的ppid一般在同一个终端下启动它都是不变的而它的所有的进程的父进程都是bash。 fork创建子进程 创建子进程PCB填充PCB对应的内容让子进程和父进程指向相同的代码父子进程都是有独立的task struct可以被CPU调度运行了。 不同方法创建子进程 ①./运行程序---指令级别创建子进程 ②fork() --- 代码层面创建子进程 为什么fork要给子进程返回零给父进程返回子进程PID fork给父进程返回子进程pid用来标定子进程的唯一性。而子进程只要调用getpid就可获取进程的PID。返回不同的返回值是为了区分让不同的执行流执行不同的代码快。一般而言fork之后的代码父子共享 一个函数是如何做到返回两次的一个变量怎么会有不同的内容如何理解 任何平台进程在运行的时候是具有独立性的。代码共享并不影响独立性因为代码不可修改。而数据上互相独立子进程理论上要拷贝父进程数据。但创建出来的子进程对于大部分父进程不会访问所以子进程在访问父进程数据时进行写时拷贝即可子进程和父进程访问的是不同的内存区。 谁决定把一个进程放到CPU上去运行呢是由调度器CPU去决定的。 如果父子进程被创建好fork往后谁先进行呢谁先进行由调度器决定不确定。 三. 进程的状态 3.1 概括 进程状态其实就是进程PCB中的一个变量int status更改状态就是更改这个变量的 #define NEW 1
#define RUNNING 2
#define BLOCK 3pcb-status NEW;
if(pcb-status NEW) //如果状态是NEW该放入哪个队列
else if(pcb-status RUNNING) //如果是RUNNING该放入哪个队列 3.2 运行状态 只要在运行队列的进程状态就是运行状态 3.3 阻塞状态 所编写的代码中或多或少都会访问系统的某些资源比如键盘在调用scanf函数时就是从键盘拿数据如果一直不输入键盘上就不会有数据 ------- 进程要访问的资源就没有就绪 -------- 不具备足够的资源和条件 --------- 进程代码就没法接着执行。 这时候的进程状态就是阻塞状态 3.4挂起状态(阻塞挂起状态) 如果一个进程被阻塞了注定了这个进程需要的资源没有就绪如果这时候操作系统的内存资源严重不足了怎么办呢操作系统会将内存数据进行置换到外设将所有的阻塞状态的进程置换到外设的swap分区( 补充swap分区时在磁盘的一块区域大小和内存大小一样或者比内存小不能太大如果太大就会很依赖swap分区就会增加置换次数置换次数变多IO操作次数变多效率就会受到影响 )被置换到sawp分区的进程的状态就是挂起如果不讲这些进程置换计算机就宕机了所以置换就算非常慢也没有办法。这种状态一般不会出现出现了就说明计算机快完蛋了。 体现在Linux中有些差别但是无可厚非 ①R运行状态: 表明进程是在运行中或者在运行队列里。 ②S睡眠状态: 意味着进程在等待事件完成。 ③D磁盘休眠状态让进程在磁盘写入完毕期间这个进程不能被任何人杀掉。 ④T停止状态 可以通过发送 SIGSTOPkill -19 信号给进程来停止T进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号kill -18让进程继续运行。 ⑤X死亡状态操作系统将该进程的数据全部释放掉。 ⑥Z僵尸进程进程一般退出的时候如果父进程没有主动回收子进程信息子进程会一直让自己出于Z状态进程的相关资源尤其是task_struct结构体不能被释放。 四. 进程优先级 4.1基本概念 cpu 资源分配的先后顺序就是指进程的优先权 priority 。 优先权高的进程有优先执行权利。配置进程优先权对多任务环境的 linux 很有用可以改善系统性能。 还可以把进程运行到指定的CPU 上这样一来把不重要的进程安排到某个 CPU 可以大大改善系统整体性能 查看系统进程 在 linux 或者 unix 系统中用 ps –l 命令则会类似输出以下几个内容 4.1 PRI NI PRI and NI PRI 也还是比较好理解的即进程的优先级或者通俗点说就是程序被 CPU 执行的先后顺序此值越小 进程的优先级别越高 那 NI 呢 ? 就是我们所要说的 nice 值了其表示进程可被执行的优先级的修正数值 PRI 值越小越快被执行那么加入 nice 值后将会使得 PRI 变为 PRI(new)PRI(old)nice 这样当 nice 值为负值的时候那么该程序将会优先级值将变小即其优先级会变高则其越快被执行 所以调整进程优先级在 Linux 下就是调整进程 nice 值 nice 其取值范围是 -20 至 19 一共 40 个级别。 PRI vs NI 需要强调一点的是进程的 nice 值不是进程的优先级他们不是一个概念但是进程 nice 值会影响到进 程的优先级变化。 可以理解 nice 值是进程优先级的修正修正数据 用 top 命令更改已存在进程的 nice top 进入 top 后按 “r”– 输入进程 PID– 输入 nice 值 其他概念 竞争性 : 系统进程数目众多而 CPU 资源只有少量甚至 1 个所以进程之间是具有竞争属性的。为了高 效完成任务更合理竞争相关资源便具有了优先级 独立性 : 多进程运行需要独享各种资源多进程运行期间互不干扰 并行 : 多个进程在多个 CPU 下分别同时进行运行这称之为并行 并发 : 多个进程在一个 CPU 下采用进程切换的方式在一段时间之内让多个进程都得以推进称之为并发 五. 环境变量 5.1基本概念 科技 环境变量 一般是指在操作系统中用来指定操作系统运行环境的一些参数 如我们在编写C/C 代码的时候在链接的时候从来不知道我们的所链接的动态静态库在哪里但 是照样可以链接成功生成可执行程序原因就是有相关环境变量帮助编译器进行查找。 环境变量通常具有某些特殊用途还有在系统当中通常具有全局特性 5.2常见环境变量 PATH : 指定命令的搜索路径 HOME : 指定用户的主工作目录 ( 即用户登陆到 Linux 系统中时 , 默认的目录 ) SHELL : 当前 Shell, 它的值通常是 /bin/bash 。 5.3查看环境变量方法 echo $NAME //NAME: 你的环境变量名称 5.4和环境变量相关的命令 1. echo: 显示某个环境变量值 2. export: 设置一个新的环境变量 3. env: 显示所有环境变量 4. unset: 清除环境变量 5. set: 显示本地定义的 shell 变量和环境变量 5.5环境变量的组织方式 5.6通过代码如何获取环境变量 比 命令行第三个参数 #include stdio.h
int main(int argc, char *argv[], char *env[])
{int i 0;for(; env[i]; i){printf(%s\n, env[i]);}return 0;
} 通过第三方变量environlibc中定义的全局变量environ指向环境变量表,environ没有包含在任何头文件中,所以在使用时 要用extern声明。 #include stdio.h
int main(int argc, char *argv[])
{extern char **environ;int i 0;for(; environ[i]; i){printf(%s\n, environ[i]);}return 0;
} 六. 进程地址空间 6.1程序地址空间分布情况 //myproc.c#include stdio.h
#include stdlib.hint g_val_1;
int g_val_2 100;int main()
{printf(code addr: %p/n, main);const char *str hello bit;printf(read only string addr: %p\n, str);printf(init global value addr: %p\n, g_val_2);printf(uninit global value addr: %p\n, g_val_1);char *mem (char*)malloc(100);printf(heap addr: %p\n, mem);printf(stack addr: %p\n, str);return 0;
} 注static修饰的局部变量编译的时候已经被编译到全局数据区。 6.2地址空间 一个小实验 #includestdio.h
#includestdlib.h
#includeunistd.hint g_val 100;int main()
{pid_t id fork();if (id 0){int cnt 5;//子进程while (1){printf(I am child, pid : %d, ppid : %d, g_val: %d, g_val: %p\n, getpid(), getppid(), g_val, g_val);sleep(1);if (cnt) cnt--;else{g_val 200;printf(子进程change g_val : 100-200\n);cnt--;}}}else{//父进程while (1){printf(I am parent, pid : %d, ppid : %d, g_val: %d, g_val: %p\n, getpid(), getppid(), g_val, g_val);sleep(1);}}
} 问1怎么可能同一个变量同一个地址同时读取读到了不同的内容结论 答 ①如果变量的地址是物理地址不可能存在上面的现象绝对不是物理地址是线性地址/虚拟地址。 ②子进程的进程地址空间继承自父进程但是当实际访问读取时需要根据相同的虚拟地址映射查找不同的物理地址。 ③修改子进程变量时先经过写时拷贝是由操作系统自动完成的并重新开辟空间但是在这个过程中不会影响虚拟地址。 拓展在32位计算机中有32位的地址和数据总线 每一根地址总线只有0、132根2^32种 三类线地址总线数据总线控制总线 CPU和内存中连的线叫系统总线 内存和外设中连的线叫IO总线 问2什么叫做地址空间如何理解 答 ①进程在极端情况下所能访问的物理内存的最大值。地址总线排列组合形成地址范围02^32。 ②通过定义一个区域的起始和结束来实现地址空间上的区域划分。 ③所谓的进程地址空间本质上是一个描述进程可视范围的大小 地址空间内一定要存在各种区域划分对线性地址进行start和end即可 在范围内连续空间中每一个最小单位都可以有地址这个地址可以被对象直接使用。 问3地址空间本质是内核的一个数据结构对象类似PCB一样地址空间也是要被操作系统管理的先描述再组织 。这样做的目的是什么 答 ①让进程以统一的视角看待内存进程就不需要再维护自己冗余的代码 ②增加进程虚拟地址空间可以让我们访问内存的时候增加一个转换的过程在这个转化的过程中可以对寻址记请求进行审查所以一旦异常访问直接拦截该请求不会到达内存保护物理内存。 6.3页表 ①每个当前正在执行的进程的页表在CPU内有一个cr3寄存器保存当前页表的起始地址这是物理地址。该进程在运行期间cr3寄存器中页表的地址/当前进程正在运行的临时数据本质上属于进程的硬件上下文。 ②代码区和字符常量区所匹配的页表所对应的虚拟物理地址映射标志位决定是否只读。代码是只读的字符常量区只读的 ③操作系统对大文件可以实现分批加载惰性加载的方式。另外有一个标志位标识对你的代码和数据是否已经被加载到内存。 ④如果发现当前代码和数据并未加载到内存里此时操作系统触发缺页中断。将未加载到内存中的代码和数据重新加载到内存里把这段内存的地址填写到对应的页表当中再访问。 注写时拷贝也是缺页中断一旦创建子进程可读的内容不变可写的内容对应的虚拟内存以及操作系统会把父进程对应的可写区域内容全部改成只读从而子进程继承下来也为只读。一旦父进程或子进程尝试对数据段进行写入时会通过触发读权限问题进行写时拷贝。 问进程在被创建的时候是先创建内核数据结构呢还是先加载对应的可执行程序呢 答先要创建内核数据结构即处理好进程维护的PCB地址空间和页表对应关系再慢慢加载可执行程序。 ⑤挂起进程对应的代码和数据全部释放掉页表清空并且页表标志位对应虚拟地址所表征的是否在内存的标志位置为0代表不在内存里。 6.4 Linux的内存管理模块进程管理和内存管理实现软件层面上的解耦合 ①因为有地址空间和页表的存在将进程管理模块和内存管理模块进行解耦合 ②进程内核数据结构task_structmm_struct页表程序的代码和数据 ③总结进程具有独立性为什么怎么做到的 a.每个进程具有单独的PCB和进程地址空间页表所以在那个数据结构上每个进程都是互相独立的。 b.只要将页表映射到物理内存的不同区域每个区域的代码和数据就会互相解耦。 c.把PCB换了进程地址空间自然而然就换了。页表的起始地址属于进程的下文进程只要切换页表也就切换。 补充缺页中断的好处缺页中断本质上是重新分配内存改变加载程序的先后顺序和单次加载量。提高首次加载速度局部上加载速度变快。很好的将内存分批释放减少内存申请空窗期加快内存申请释放从而变相是我们内存的使用率越来越高。
