1. 进程相关命令

ulimit -a : 显示进程的参数限制;比如最大打开文件个数
ulimit -n 数字: 修改文件打开个数
cat /proc/self/limits : 查看进程的一些limit，修改limit之后会导致这文件的值的变化
    /proc : 伪文件系统，记录一些内核相关的信息，比如进程/cpu/文件系统等。
    /self ：链接到当前运行的进程，即记录当前进程的一些信息，多个进程之间不共享。

2. 进程相关概念

2.1 虚拟内存与进程

1. 每个进程都有4G的虚拟内存空间，存放栈/堆/kernel/代码等
      kernel：指向相同的物理内存（多个进程共享kernel）-->内核空间(3G-4G)
      栈/堆/代码：多个进程在物理内存中拥有独立的空间，不能共享-->用户空间(0G-3G)：只能由当前进程访问自己的用户空间
2. 物理内存中维护一个虚拟内存映射表，维护着虚拟内存与物理内存的关系。 
3. PCB：每个进程在自己的内核空间中，都有自己的PCB，在物理内存中的一个kernel维护多个的PCB，各个PCB之间彼此可见。

2.2 page页

  1. page是内存管理的单位，假如 1 page = 4096 bytes 
2. page可设置访问属性（R/W）:物理内存中，kernel所在的page设置对cpu级别为0的可读可写，对cpu级别为3的不可读不可写了    此时，用户态就无法访问kernel.
3. malloc(1000):操作系统会分配一个page的空间，即4096bytes，此时利用了1000bytes，下次moclloc时，则会利用page中剩下的空间继续使用

2.3 进程切换

进程的切换时，需要保存当前的一些数据，比如代码执行到哪一行，这就是保存处理器现场，而每个进程都是拥有短暂时间的cpu执行权，这就利用到了分时复用cpu，具体解释如下：
  1. 处理器现场：多个进程状态的切换，轮流使用同一个cpu，此时需要将处理器信息保存起来，以便恢复，保存在PCB中的内核栈中。
  2. 分时复用cpu：每个cpu在某一时刻只能执行一个进程，多个进程需要运行时，为每个进程分配使用cpu的时间。当进程数越多，分配给每个进程的cpu执行时间就越少，系统就越卡顿。

2.4 父进程与子进程

1. 在shell执行命令时，其实是开启了子进程来执行命令，父进程是shell
2. 比如在终端输入ls，是通过fork和exec来实现父子进程中的关系

3. 进程相关函数

3.1 fork

3.1.1 作用

复制出一个子进程，实现多进程。

3.1.2 细节

空间：通过fork来复制进程，产生的子进程0-3G内容和父进程一样，而3G-4G的kernel中PCB的pid则不同
返回值： fork();方法返回两次，一次是向父进程返回子进程的pid，另一次是向子进程返回0
底层原理：
    creat():创建进程
    clone():克隆0-3G的内容
    return ：返回;
    子进程诞生后执行的第一句就是return，返回0
执行：fork之前的代码不会被子进程执行，因为子进程clone了父进程的代码以及记录来代码运行到哪，所以前面已运行完的代码不会被执行。

3.1.3 代码使用

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int main(void)
{
	
	pid_t pid;
	//返回两次，父进程中返回子进程pid，子进程中返回0
	pid = fork();
	if(pid>0)
	{
		while(1){
			printf("父进程\n");
			sleep(1);
		}
	}
	else if(pid==0){
		while(1){
			printf("子进程\n");
			sleep(3);
		}
	}
	else{
		perror("fork\n");
		exit(1);
	}
	return 0;
}
  fork()之后，父进程和子进程会一起执行，此时就会不断输出打印，这也是在同一个方法内，有两个死循环能够一直运行的原因，代表着不同的进程。

3.1.4 读时共享，写时复制(copy on write)

1. 读时共享：通过fork出来的多个进程，在没有变量需要修改时，单纯读取时，是在物理内存中指向同一块空间。
   节省物理内存
   节省复制内容时所消耗的资源（此时消耗是每个进程唯一的PCB）
2. 写时复制：通过fork出来的多个进程，在需要写时，变量需要修改，此时才将进程的用户空间中的内存指向不同的物理内存。

3.1.5 文件权限

-rwsrwsrwt:07777

1. 第一位rws中的s(4)：以文件所有者的身份去运行程序;此时实际用户ID为真实用户ID，有效用户ID为文件所有者ID。
2. 第二位rws中的s(2)：以文件所有组的身份去运行程序
3. 第三位rwt中的t(1)：粘滞位;针对目录，除了文件创建者和root之外其他用户不可删除
   存在意义
4. s：以文件所有者身份运行程序，比如修改密码用命令passwd，存在与/usr/bin/passwd，权限是-rwsr-xr-x 则这个命令将以文件所有者身份运行，即root，此时便能修改真正的密码文件/etc/passwd了，不然普通用户是无法修改的。
5. t：比如/tmp目录，权限为drwxrwxrwt，而临时目录/tmp是每个用户都有权限操作的，但又要防止其他用户删除了另一用户创建的目录，就需要用到粘滞位了。
6. 大写与小写
   s：小写，表示权限中有x，可执行权限
   S：大写，表示权限中没有x，没有可执行权限

3.2 exec()

1. 覆盖原有的APP代码段:

   1 2 3 4 5 6 7 8 9 10

   int main(void) { printf("APP前置代码\n"); execl("/bin/ls","ls","-l","exec.c",NULL); printf("APP后置代码\n"); return 0; } 执行结果为： APP前置代码 -rw-rw-r-- 1 peisehn peisehn 173 10月 26 10:25 exec.c

   因为execl执行时，会替换掉原有APP的代码为自己方法中需要执行的命令代码，此时调用完execl后面的代码则不会执行,因为代码已经被替换掉了。

2. 返回值为新线程返回值
   如上代码，return 0不会被执行，真正返回值为execl中的命令返回值。
3. exec族
   execl:指定程序的路径(l:list列表的形式)
   execlp:将从path环境变量中寻找程序，不需要指定路径(p：path路径)
   execv:参数通过数组形式传入
   execle:指定环境变量（e：evn环境变量）
   execvp:结合上面
   execve:结合上面(上面函数最终都是调用这个函数，系统函数，上面的函数是c提供的函数库)
4. shell执行原理
   shell执行命令时，会通过fork复制出一个子进程，shell子进程再通过exec来将需要执行的命令程序中的代码段覆盖在
   原有shell的子进程中，此时便实现了通过shell子进程来执行命令了。

3.3 wait()

1. 父进程回收子进程的PCB：回收僵尸状态下的子进程
   僵尸进程：进程的用户空间已被释放，而PCB还未被释放
   存在意义：让父进程能够知道子进程是如何死的，得到子进程的一些信息，通过wait函数能够让父进程在子进程的pid,还没分配给其他进程时，就先通知父进程，让父进程能够得到相关信息作出进一步操作。
2. 阻塞方法：成功释放返回子进程的pid，失败则返回-1
3. waitpid(pid,status,options):可设置非阻塞方式回收子进程
   pid:指定回收子进程的类型;如同一进程组的所有子进程
   status:存储进程的终止信息
   options:WNOHANG表示非阻塞–>返回0则没回收成功立即返回，返回-1则回收失败，返回其他则表示回收成功。
4. 进程组：父子进程属于同个进程组，可通过kill来杀掉同个进程组的进程，需带上负号。kill -9 -23452
5. 孤儿进程
   当父进程结束时，子进程还没被父进程回收，此时子进程就会变成孤儿进程
   孤儿进程将由1号进程（init进程）领养，即init进程成为孤儿进程的父进程，负责回收孤儿进程。

1. open

1.1 文件描述符

文件描述符存储在进程PCB块中的一个数据结构内，指向设备文件，通过文件描述符就能操作文件，而打开文件是通过 **int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode)**,返回值就是对应文件的描述符，在Linux中，每个进程默认打开三个文件，分别是
STDIN_FILENO：0，标准输入
STDOUT_FILENO：1，标准输出
STDERR_FILENO：2，错误

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