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一 冯诺依曼体系结构
在此之前，我们先要理解我们计算机的冯诺依曼体系结构，因为是进程的基础
我们所有的操作其实都是基于这样一个模型，比如你在qq上，和别人发送消息，这个消息肯定是先通过输入设备进行输入，输入到存储器（这里只是单指内存），然后通过控制器和运算器的控制和计算，把消息发送到输出设备（这里可以是网卡和显示器）
那我们这些操作肯定需要有人控制吧，没有人控制，单凭一个cpu能去接受这么多信息？别完了，cpu的运行速度是很快的，如果这些事情都要他去处理，那就没有那么高效了。
所有我们引出了操作系统这个概念
二 操作系统
概念
任何计算机系统都包含一个基本的程序集合，称为操作系统(OS)。笼统的理解，操作系统包括：
内核（进程管理，内存管理，文件管理，驱动管理）
其他程序（例如函数库，shell程序等等）
设计OS的目的
与硬件交互，管理所有的软硬件资源
为用户程序（应用程序）提供一个良好的执行环境
定位
在整个计算机软硬件架构中，操作系统的定位是：一款纯正的“搞管理”的软件
由于我们的文件和进程错综复杂，都会占据内存，同时也有谁先进行谁后进行的顺序，所以这里我们需要一个管理者去管理好这些资源，不然我们的电脑用几下就会导致死机，所以我们开机第一个启动的软件就是操作系统这个系统软件
管理
那我们操作系统是用什么方式去管理这些资源的呢??
这张图表示了我们在进行操作的轮廓图，操作系统在管理底层的硬件的时候，并不能直接去访问，而是应该经过驱动程序间接访问，所以操作系统在管理硬件资源的时候，只是拿到了硬件的数据，并没有直接见到了底层的硬件，既然我们拿到了数据，我们就可以通过数据去判断这个硬件程序是否需要关闭，当然这些数据太多了，而且有些属于一个类型，有些不是，那既然这样，我们就可以通过描述这个硬件的基本属性，同时加上他的数据，这样归纳起来就可以统一管理了，但是这么多硬件，怎么去找呢？？创建一个双链表，一个红黑树？把他们管理起来？，可行！！
所以经过以上步骤就形成了一个先描述，再组织的操作
之前说了，只能从上到下访问，那我们电脑上的软件有各种功能，这些功能直接或者间接的操作了我们操作系统，那是不是这些软件可以肆意妄为？？并不是！操作系统会防止用户去乱动操作系统里面的东西，但是它又得让用户去访问，于是就有了系统调用这个概念，由于系统调用的存在，使得我们可以在电脑上开发各种应用，使得我们的电脑功能性更全，这种选择性提供也是操作系统管理的一种手段
总结
计算机管理硬件，先用struct结构体描述，再用多种数据结构进行组织，这里为什么是struct呢？因为linux是用c语言写的。
系统调用和库函数概念
在开发角度，操作系统对外会表现为一个整体，但是会暴露自己的部分接口，供上层开发使用，这部分由操作系统提供的接口，叫做系统调用。
系统调用在使用上，功能比较基础，对用户的要求相对也比较高，所以，有心的开发者可以对部分系统调用进行适度封装，从而形成库，有了库，就很有利于更上层用户或者开发者进行二次开发。
三 进程
有了上面的认识，我们就可以再来认识进程的概念，一个进程也就是我们所运行的程序，一个qq，一个微信，或者一个英雄联盟，他们都属于进程
所以一句话概括就是进程就是用来吃系统资源的——担当分配系统资源（CPU时间，内存）的实体。
进程也是受操作系统所管理的，那操作系统怎么管理？，和上面一样——先描述再组织
描述进程
对于进程我们得先描述。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
这个PCB里面就包含了进程的诸多信息，比如：优先级，上下文数据，指针之类的
在linux下的PCB——task_struct
✨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
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
查看一个进程，查看的是进程的信息
我们可以通过 ls /proc这个指令查看所有进程的信息
如果我们现在运行一个程序
如果我们想看他的信息，那么我们就使用一个看起来比较直观的命令(ps/top)，因为/proc这个指令可能看起来并不直观，因为/proc 目录下的文件和目录提供的是系统的底层信息，它们的内容通常是以文本形式展示的，但格式和结构可能相对复杂。
这里我们使用ps查看，我们先运行这个程序
这里可能查看到三个进程，但是只有第一个是我们要查的，其他两个是因为我们输入的指令也是一个进程，所以也把他们的进程信息输出了
这就是进程的pid也就是进程的标识符，linux也是通过这个去区分进程的不同的
除了这种方法可以获取进程的pid，我们还可以通用系统调用去查看；
通过系统调用获取进程标示符
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include<sys/types.h> int main() { printf("pid:%d\n",getpid()); return 0; } 通过这段代码就可以获取到该进程的pid
运行这段程序就可以获得该进程的pid，但是我们注意到其实他还有一个表示符
这一段是他们的父进程的pid，也就是ppid，每个子进程都有一个父进程，当然，最大的父亲就是我们的bash
我们也可以通过系统调用把他的ppid也打印出来
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include<sys/types.h> int main() { printf("pid:%d ppid:%d\n",getpid(),getppid()); return 0; } 通过系统调用创建进程-fork初识
对于fork也是一个系统调用，他的作用就是创建一个子进程
#include <stdio.h> #include <sys/types.h> #include <unistd.h> int main() { int ret = fork(); if(ret < 0) { perror("fork"); return 1; } else if(ret == 0) { //child printf("I am child : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret); } else { //father printf("I am father : %d!, ret: %d\n", getpid(), ret); } sleep(1); return 0; } 对于上面的代码来说，因为fork创建子进程会有一个返回值，如果创建成功对于子进程会返回0，对于父进程会返回子进程的pid，如果失败则是小于0的值
所以根据返回值的不同我们就可以去执行两块程序
fork之后的代码子进程和父进程是共享的
那现在可能会困惑为什么一个变量会有两个返回值，就算是两个进程，但是也就一个变量，一个变量的地址是固定，那么就不可能存在一个变量有两个值的情况
所以我们得先了解虚拟地址空间这个概念
文字说明：我们创建进程的时候会有操作系统先给进程描述一个PCB在linux里也叫tast_struct
这里面包含了进程的信息，既然是信息那么就会包括数据的存放地址，所以这里这就有一个虚拟地址的指针，指向这块内存，这块内存就是我们之前认识到的什么栈和堆，静态区，数据段...这类的空间
这个空间并不是实际数据存放的空间，它的出现只是为了方便管理，形成统一性，那我们怎么去找到物理内存呢（也就是实际的地址），这里采取的方式就算通过页表去映射，把虚拟内存和物理内存的地址一 一 对应起来，如果我们创建子进程，操作系统会创建子进程的PCB,然后会把父进程的虚拟内存的表继承下来，这样，子进程和父进程虚拟内存相同，但是有两份，因为子进程和父进程的代码相同（因为是继承下来的），又因为进程之间是相互独立互不干扰的，所以当子进程中的变量改变的时候，会产生临时拷贝，也就是对于发生改变的数据，会在物理内存中产生一个新的位置，然后再通过页表的映射，改变对应的虚拟内存的映射，这样就完成了两个变量有不同的值，虽然他们的虚拟地址是相同的，但是物理地址却是不同的
图片说明：
这里的进程空间其实是内存的一种数据结构
注意：这里不要理解为是一个存在的空间，只是一种数据结构而已
进程地址空间就类似于一把尺子，尺子的刻度由0x00000000到0xffffffff，尺子按照刻度被划分为各个区域，例如代码区、堆区、栈区等。而在结构体mm_struct当中，便记录了各个边界刻度，例如代码区的开始刻度与结束刻度，如下图所示：
进程状态
运行状态
进程 PCB 被调度到 CPU 运行队列中且已被分配 CPU 资源，就叫做 ------ 运行状态
每个进程都有自己的PCB+自己的数据构成，当我们存在多个进程的时候，我们就需要用特定的数据结构把他们组织起来，比如链表，平衡树之类的，这样我们就可以很轻松的通过一个进程找到其他的进程
所以需要运行的进程，会把他们的PCB放在CPU的运行队列中，然后通过相应的数据结构组织起来，为了更加形象下面给出一张图片说明
这张图就是用的双向链表把他们组织起来的，可能还会用到其他的数据结构，因为操作系统的组织比这个可复杂太多了
如果这个进程需要执行了，就把代码和数据放进CPU中就行了
那如果这个进程运行了很久呢？？那不是一直等他完成？
- 不是，每一个进程都有一个叫做：时间片的概念！ 其时间大概是在10 ms左右。所以并不是一个进程一直在执行，而是这多个进程在一个时间段内所有代码都会被执行 —— 这就叫做【并发执行】
- 所以呢这就一定会存在大量的进程 被CPU放上去、拿下来的动作 —— 这就叫做【进程切换】
这个速度很快，我们感受不到是很正常的
阻塞状态
- 阻塞 就是 进程 因等待某种条件就绪，而导致的一种不推进状态（比如等待 键盘输入）。
- 通俗的来说 阻塞 就是 进程卡住了，原因就是缺少资源
注意：这里要和上面运行状态的进程切换区分开，上面的是在运行，不缺条件，这里是因为条件的缺失而去等待资源
那么进程需要什么资源呢？
- 比如
磁盘、网卡、显卡等各种外设 - 假设你现在想在
steam上下载游戏，当你点击下载按钮后提示磁盘空间不足，此时是无法运行steam下载这个进程的，因为此进程需要等待足够大的磁盘资源 - 此时我们就称此
进程为阻塞状态
和上面的注意关联起来
总结：进程阻塞就是不被调度
- 此时 PCB(task_struct) 就会被设置为 阻塞状态，并链入等待的资源提供的等待队列。
- 没错，这里的等待队列 类似于 CPU 运行队列
挂起状态
- 当
CPU资源紧张时，将进程的数据和代码交换至磁盘中挂起，此时内存中只有PCB
- 挂起 可以看作一种特殊的 -- 阻塞状态
可能你买苹果电脑的时候就会考虑内存够不够用的问题，也许你从网上看了很多，有说够用，有说不够用，所以这里很多人提到的词就swap，这里的swap就是当我们的内存不够用的时候，会把代码和数据放进磁盘里面，等到需要用的时候，再拿出来，这个操作就算swap，这个是有成本的，所以多次的swap可能会导致电脑性能下降，发热等等
- 当计算机资源比较吃紧时，操作系统一定要确保自身不会因为资源的紧张而崩溃，所以就会将一些等待资源（阻塞）的进程的代码和数据交换到磁盘的 swap分区 中，这个过程称为唤出。
- 当需要调度此进程时，就会将磁盘的 swap分区 中保存的内容换回到内存中，这个过程称为唤入。
注意：交换的是进程的代码和数据，不是PCB！！如果PCB被交换出内存了，那操作系统如何管理呢？
所以当某个进程的代码和数据不在内存中，而被换出到磁盘上时，该进程就为挂起状态。
linux系统下的7种进程状态
运行状态
我们先看一段代码
#include <stdio.h> #include <unistd.h> int main(void) { while(1); { printf("Hello process, pid: %d\n",getpid()); sleep(1); } return 0; } 
从图中可以看到状态是S+，实际上却是R+才表示是运行状态，哪为什么 会这样呢？
再看一段代码就知道了
#include <stdio.h> #include <unistd.h> int main(void) { while(1); { //printf("Hello process, pid: %d\n",getpid()); //sleep(1); } return 0; } 
这样就变成了运行状态
- 原因就在于
printf打印语句它是属于 IO流 的一种，第一次因为是循环的缘故，它一直在等IO设备就绪，所以其进程状态就一直为S+，对应的即是在操作系统中的【阻塞状态】；但是当我们去掉printf这种IO流之后呢，它就是在纯纯运行，没有IO，那也就变成了R状态
- 这里的
R+代表的就是这个进程是在前台运行的，所以我们在输入任何指令后不会对其造成 任何的影响
- 那若是我们不以正常的方式去启动这个进程的话，其进程的状态就会不一样了，可以看到我在
./mytest的后面加上了一个&；那么其状态变成了R，此代表的意思就是这个进程它是运行在了【后台】的
- 不过呢，R状态并不代表这个进程就在运行，而代表其在运行队列中排队而已.
所以总的一句话来说就是
"+"代表是前台运行，无"+"代表后台运行，后台运行时可在命令行继续输入指令并执行，但无法用ctrl+c结束，需要用kill -9 pid杀死。想要后台运行某个程序就在后面加"&"，如：./test &
浅度睡眠状态
这个状态上面也提到过就上S+这个状态，等待io设备的输入
#include <stdio.h> #include <unistd.h> int main() { int a = 0; printf("Enter# "); scanf("%d", &a); printf("echo : %d\n", a); return 0; } 
- 将该进程运行起来我们可以看到其是出于
S+的状态，因为【shell】此时正在等待用户的输入，这个就对应到了我们上面所讲到的 阻塞状态
深度睡眠状态
除了【浅度睡眠】之外呢，还有一种叫做【深度睡眠】，它们俩呢，都是 阻塞状态
- 对于浅度睡眠来说，之所以称为 “浅度”，是有原因的：也就是处于这种状态的进程容易被唤醒。例如说我们在上面所讲到的这个处于阻塞状态的进程，我们使用
kill -9 PID向这个进程发送【9号信号】，那么这个进程就被杀死了，你也可以认为被唤醒了
一个进程处于深度睡眠状态（disk sleep），表示该进程不会被杀掉，即便是操作系统也不行，只有该进程自动唤醒才可以恢复。该状态有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptible sleep），处于这个状态的进程通常会等待IO的结束。
例如，某一进程要求对磁盘进行写入操作，那么在磁盘进行写入期间，该进程就处于深度睡眠状态，是不会被杀掉的，因为该进程需要等待磁盘的回复（是否写入成功）以做出相应的应答。（磁盘休眠状态）
- 如果在这个过程中，操作系统能够杀死该进程，那么就有可能丢失数据。
所以也就是因为这样，操作系统不敢去打扰这个进程
暂停状态
- 首先我们要通过下面这句命令来查看一下对应的进程信号
kill - l
我们使用的就是18，19信号
- 暂停进程
kill -19 PID
- 启动进程
kill -18 PID
那可能就有疑问了，这个暂停状态和上面的睡眠状态的区别是什么呢？？
- stopped状态 进程 完全暂停了, 其不会再接收任何信号了
- 一个进程通过 stopped 状态可以控制另一个
- S 和 D 一定是在等待某种资源，而 T状态 可能在等待某种资源，也可能被其他进程控制
死亡状态
死亡状态只是一个返回状态，当一个进程的退出信息被读取后，该进程所申请的资源就会立即被释放，该进程也就不存在了，所以你不会在任务列表当中看到死亡状态（dead）。
- 第一种方法就是向这个进程发送9号信号，就可以杀掉这个进程
- 第二种方法就是通过这个进程的名称来杀掉它
kill -9 PID killall 进程名 僵尸状态
前面说到，一个进程若是正在等待其退出信息被读取，那么我们称该进程处于僵尸状态。而处于僵尸状态的进程，我们就称之为僵尸进程。
之所以有这个状态就是因为，我门需要对退出的进程进行资源的查看，不能直接就退出了，可能该进程里有我们需要的信息或者资源
例如，对于以下代码，fork函数创建的子进程在打印5次信息后会退出，而父进程会一直打印信息。也就是说，子进程退出了，父进程还在运行，但父进程没有读取子进程的退出信息，那么此时子进程就进入了僵尸状态。
#include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> int main() { printf("I am running...\n"); pid_t id = fork(); if(id == 0){ //child int count = 5; while(count){ printf("I am child...PID:%d, PPID:%d, count:%d\n", getpid(), getppid(), count); sleep(1); count--; } printf("child quit...\n"); exit(1); } else if(id > 0){ //father while(1){ printf("I am father...PID:%d, PPID:%d\n", getpid(), getppid()); sleep(1); } } else{ //fork error } return 0; } 运行该代码后，我们可以通过以下监控脚本，每隔一秒对该进程的信息进行检测。
while :; do ps axj | head -1 && ps axj | grep proc | grep -v grep;echo "######################";sleep 1;done 
僵尸进程的危害
1.僵尸进程的退出状态必须一直维持下去，因为它要告诉其父进程相应的退出信息。可是父进程一直不读取，那么子进程也就一直处于僵尸状态。
2.僵尸进程的退出信息被保存在task_struct(PCB)中，僵尸状态一直不退出，那么PCB就一直需要进行维护。
3.若是一个父进程创建了很多子进程，但都不进行回收，那么就会造成资源浪费，因为数据结构对象本身就要占用内存。
4.僵尸进程申请的资源无法进行回收，那么僵尸进程越多，实际可用的资源就越少，也就是说，僵尸进程会导致内存泄漏。
进程一般退出的时候，一般其不会立即彻底退出。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处于Z状态，这也是为了方便后续父进程读取子进程的相关退出结果。
孤儿状态
在Linux当中的进程关系大多数是父子关系，若子进程先退出而父进程没有对子进程的退出信息进行读取，那么我们称该进程为僵尸进程。但若是父进程先退出，那么将来子进程进入僵尸状态时就没有父进程对其进行处理，此时该子进程就称之为孤儿进程。
若是一直不处理孤儿进程的退出信息，那么孤儿进程就会一直占用资源，此时就会造成内存泄漏。因此，当出现孤儿进程的时候，孤儿进程会被1号init进程领养，此后当孤儿进程进入僵尸状态时就由int进程进行处理回收。
例如，对于以下代码，fork函数创建的子进程会一直打印信息，而父进程在打印5次信息后会退出，此时该子进程就变成了孤儿进程。
同时我们一直打印子进程的PID与PPID，这样便于观察现象
#include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> int main() { printf("I am running...\n"); pid_t id = fork(); if(id == 0){ //child int count = 5; while(1){ printf("I am child...PID:%d, PPID:%d\n", getpid(), getppid(), count); sleep(1); } } else if(id > 0){ //father int count = 5; while(count){ printf("I am father...PID:%d, PPID:%d, count:%d\n", getpid(), getppid(), count); sleep(1); count--; } printf("father quit...\n"); exit(0); } else{ //fork error } return 0; } 
四 进程优先级
基本概念
什么是优先级？
优先级实际上就是获取某种资源的先后顺序，而进程优先级实际上就是进程获取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的权力。
优先级存在的原因？
优先级存在的主要原因就是资源是有限的，而存在进程优先级的主要原因就是CPU资源是有限的，一个CPU一次只能跑一个进程，而进程是可以有多个的，所以需要存在进程优先级，来确定进程获取CPU资源的先后顺序。
查看进程优先级信息
ps -al 
列出的信息当中有几个重要的信息，如下：
- UID：代表执行者的身份。
- PID：代表这个进程的代号。
- PPID：代表这个进程是由哪个进程发展衍生而来的，亦即父进程的代号。
- PRI：代表这个进程可被执行的优先级，其值越小越早被执行。
- NI：代表这个进程的nice值。
PRI与NI
1.PRI代表进程的优先级（priority），通俗点说就是进程被CPU执行的先后顺序，该值越小进程的优先级别越高。
2.NI代表的是nice值，其表示进程可被执行的优先级的修正数值。
3.PRI值越小越快被执行，当加入nice值后，将会使得PRI变为：PRI(new) = PRI(old) + NI。
4.若NI值为负值，那么该进程的PRI将变小，即其优先级会变高。
5.调整进程优先级，在Linux下，就是调整进程的nice值。
6.NI的取值范围是-20至19，一共40个级别。
注意： 在Linux操作系统当中，PRI(old)默认为80，即PRI = 80 + NI。通过top命令更改进程的nice值
top命令就相当于Windows操作系统中的任务管理器，它能够动态实时的显示系统当中进程的资源占用情况。
使用top命令后按“r”键，会要求你输入待调整nice值的进程的PID。
输入进程PID并回车后，会要求你输入调整后的nice值。
输入nice值后按“q”即可退出，如果我们这里输入的nice值为10，那么此时我们再用ps命令查看进程的优先级信息，即可发现进程的NI变成了10，PRI变成了90（80+NI）。
注意： 若是想将NI值调为负值，也就是将进程的优先级调高，需要使用sudo命令提升权限。
通过renice命令更改进程的nice值
使用renice命令，后面跟上更改后的nice值和进程的PID即可。
四个重要概念
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
基本概念
环境变量（environment variables）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。
例如，我们编写的C/C++代码，在各个目标文件进行链接的时候，从来不知道我们所链接的动静态库在哪里，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。
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（即用户登录到Linux系统中的默认所处目录）。
- SHELL： 当前Shell，它的值通常是/bin/bash。
查看环境变量的方法
我们可以通过echo命令来查看环境变量，方式如下：
echo $环境变量名称
测试PATH
大家有没有想过这样一个问题：为什么执行ls命令的时候不用带./就可以执行，而我们自己生成的可执行程序必须要在前面带上./才可以执行？
要执行一个可执行程序必须要先找到它在哪里，既然不带./就可以执行ls命令，说明系统能够通过ls名称找到ls的位置，而系统是无法找到我们自己的可执行程序的，所以我们必须带上./，以此告诉系统该可执行程序位于当前目录下。
这和linux一切皆文件就是一个道理了，指令也是一个可执行程序，我们需要找到它才能执行它
而系统就是通过环境变量PATH来找到ls命令的，查看环境变量PATH我们可以看到如下内容：
上图就是默认的搜索路径
可以看到环境变量PATH当中有多条路径，这些路径由冒号隔开，当你使用ls命令时，系统就会查看环境变量PATH，然后默认从左到右依次在各个路径当中进行查找。
而ls命令实际就位于PATH当中的某一个路径下，所以就算ls命令不带路径执行，系统也是能够找到的。
那既然是这样，我们就可以把我们写的程序的路径加上去，这样，默认搜索也可以搜索到我们的程序了
方式一：将可执行程序拷贝到环境变量PATH的某一路径下。
sudo cp proc /usr/bin 因为涉及到权限，所以需要sudo命令
方式二：将可执行程序所在的目录导入到环境变量PATH当中。
将可执行程序所在的目录导入到环境变量PATH当中，这样一来，没有指定路径时系统就会来到该目录下进行查找了。
export PATH=$PATH:/home/cl/dirforproc/ENV 
测试HOME
任何一个用户在运行系统登录时都有自己的主工作目录（家目录），环境变量HOME当中即保存的该用户的主工作目录。
测试SHELL
我们在Linux操作系统当中所敲的各种命令，实际上需要由命令行解释器进行解释，而在Linux当中有许多种命令行解释器（例如bash、sh），我们可以通过查看环境变量SHELL来知道自己当前所用的命令行解释器的种类。
而该命令行解释器实际上是系统当中的一条命令，当这个命令运行起来变成进程后就可以为我们进行命令行解释。
和环境变量相关的命令
1、echo：显示某个环境变量的值。
2、export：设置一个新的环境变量。
3、env：显示所有的环境变量。
4、set：显示本地定义的shell变量和环境变量。
注意:more 命令类似 cat ，不过会以一页一页的形式显示，更方便使用者逐页阅读，而最基本的指令就是按空白键（space）就往下一页显示，按 b 键就会往回（back）一页显示，而且还有搜寻字串的功能（与 vi 相似）
5、unset：清除环境变量。
环境变量的组织方式
每个程序都会收到一张环境变量表，环境表是一个字符指针数组，每个指针指向一个以’\0’结尾的环境字符串，最后一个字符指针为空。
通过代码获取环境变量
main函数其实有三个参数，只是我们平时基本不用它们，所以一般情况下都没有写出来。
我们可以在Windows下的编译器进行验证，当我们调试代码的时候，若是一直使用逐步调试，那么最终会来到调用main函数的地方。
我们可以在linux环境下编写以下代码
现在我们来说说main函数的前两个参数，main函数的第二个参数是一个字符指针数组，数组当中的第一个字符指针存储的是可执行程序的位置，其余字符指针存储的是所给的若干选项，最后一个字符指针为空，而main函数的第一个参数代表的就是字符指针数组当中的有效元素个数。
main函数的第三个参数接收的实际上就是环境变量表，我们可以通过main函数的第三个参数来获取系统的环境变量。
除了使用main函数的第三个参数来获取环境变量以外，我们还可以通过第三方变量environ来获取。
这里的extern修饰的变量是指这个变量的的声明在其他文件中，并不在当前文件和头文件中
通过系统调用获取环境变量
除了通过main函数的第三个参数和第三方变量environ来获取环境变量外，我们还可以通过系统调用getenv函数来获取环境变量。
getenv函数可以根据所给环境变量名，在环境变量表当中进行搜索，并返回一个指向相应值的字符串指针。
例如，使用getenv函数获取环境变量PATH的值。
因为是字符串指针返回，所以打印的时候用%s打印就行了
六 Linux2.6内核进程调度队列
一个CPU拥有一个runqueue
如果有多个CPU就要考虑进程个数的父子均衡问题。
优先级
queue下标说明：
- 普通优先级：100~139。
- 实时优先级：0~99。
我们进程的都是普通的优先级，前面说到nice值的取值范围是-20~19，共40个级别，依次对应queue当中普通优先级的下标100~139。
注意： 实时优先级对应实时进程，实时进程是指先将一个进程执行完毕再执行下一个进程，现在基本不存在这种机器了，所以对于queue当中下标为0~99的元素我们不关心。
也就是说，这种方式的机器太慢了，因为需要等一个进程完毕以后才弄下一个进程，计算机的任务可是很重的，这种时间的损耗对于计算机来说是很大的
活动队列
时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在活动队列当中，其中nr_active代表总共有多少个运行状态的进程，而queue[140]数组当中的一个元素就是一个进程队列，相同优先级的进程按照FIFO规则进程排队调度。
调度过程如下：
1.从0下标开始遍历queue[140]。
2.找到第一个非空队列，该队列必定为优先级最高的队列。
3.拿到选中队列的第一个进程，开始运行，调度完成。
4.接着拿到选中队列的第二个进程进行调度，直到选中进程队列当中的所有进程都被调度。
5.继续向后遍历queue[140]，寻找下一个非空队列。
注意：bitmap[5]：queue数组当中一共有140个元素，即140个优先级，一共140个进程队列，为了提高查找非空队列的效率，就可以用5 × 32个比特位表示队列是否为空，这样一来便可以大大提高查找效率。这里相当于位图的结构，1代表有，0代表没有
总结： 在系统当中查找一个最合适调度的进程的时间复杂度是一个常数，不会随着进程增多而导致时间成本增加，我们称之为进程调度的O(1)算法。
过期队列
过期队列和活动队列的结构相同。
过期队列上放置的进程都是时间片耗尽的进程。
当活动队列上的进程被处理完毕之后，对过期队列的进程进行时间片重新计算。
active指针和expired指针
active指针永远指向活动队列。
expired指针永远指向过期队列。
由于活动队列上时间片未到期的进程会越来越少，而过期队列上的进程数量会越来越多（新创建的进程都会被放到过期队列上），那么总会出现活动队列上的全部进程的时间片都到期的情况，这时将active指针和expired指针的内容交换，就相当于让过期队列变成活动队列，活动队列变成过期队列，就相当于又具有了一批新的活动进程，如此循环进行即可。
