要求：根据本课程所学内容总结梳理出一个精简的Linux系统概念模型，最大程度统摄整顿本课程及相关的知识信息，模型应该是逻辑上可以运转的、自洽的，并举例某一两个具体例子（比如读写文件、分配内存、使用I/O驱动某个硬件等）纳入模型中验证模型。
1.linux进程管理
进程是已启动的可执行程序的运行实例，进程有以下组成部分：
• 已分配内存的地址空间；
• 安全属性，包括所有权凭据和特权；
• 程序代码的一个或多个执行线程；
• 进程状态
程序： 二进制文件，静态 /bin/date, /usr/sbin/httpd，/usr/sbin/sshd, /usr/local/nginx/sbin/nginx
进程： 是程序运行的过程， 动态，有生命周期及运行状态。
进程的生命周期
父进程复制自己的地址空间（fork）创建一个新的（子）进程结构。每个新进程分配一个唯一的进程ID（PID），满足跟踪安全性之需，PID和父进程（PPID）是子进程环境的元素，任何进程都可以创建子进程，所有进程都是第一个系统进程的后代，即零号进程“init”。子进程继承父进程的安全性身份、过去和当前的文件描述符，端口和资源特权，环境变量，以及程序代码。随后，子进程可能exec自己的程序代码，通常，父进程在子进程运行期间处于睡眠（sleeping）状态，当子进程完成时发出（exit）信号请求，在退出时，子进程已经关闭或丢弃了其资源环境，剩余的部分称为僵停（僵尸Zombie）。父进程在子进程退出时收到信号而被唤醒，清理剩余的结构，然后继续执行其自己的程序代码。
进程状态
在多任务处理操作系统（linux就是一个多用户多任务操作系统）中，每个CPU（或核心）在一个时间点上只能处理一个进程。在进程运行时，它对CPU时间和资源分配的要求会不断变化，从而为进程分配一个状态，它随着环境要求而改变。
进程信号
我们可以通过信号机制来改变进程的状态，LINUX系统下进程信号如下所示：
对于每个独立进程我们都可以使用kill命令发送特定的信号用以不同的进程控制。
进程优先级
LINUX系统还存在进程优先级的概念，这使得对于进程的管理更加全面，系统的实时性也更好。
我们可以通过 top 命令查看系统当前运行的进程的详细信息：
top 命令的输出请参考man手册，这里我们可以看到第四列出现的NI标志，这就是进程的相对优先级。值越小进程的优先级越高。通常只有系统进程的NI值才为负值。
当然我们也可以通过nice命令来改变进程的NI值，进而改变进程的调度状态。
2.linux内存管理
毫无疑问，所有进程（执行的程序）都必须占用一定数量的内存，它或是用来存放从磁盘载入的程序代码，或是存放取自用户输入的数据等等。不过进程对这些内存的管理方式因内存用途不一而不尽相同，有些内存是事先静态分配和统一回收的，而有些却是按需要动态分配和回收的。对任何一个普通进程来讲，它都会涉及到5种不同的数据段。稍有编程知识的朋友都能想到这几个数据段中包含有“程序代码段”、“程序数据段”、“程序堆栈段”等。不错，这几种数据段都在其中，但除了以上几种数据段之外，进程还另外包含两种数据段。下面我们来简单归纳一下进程对应的内存空间中所包含的5种不同的数据区。
代码段：代码段是用来存放可执行文件的操作指令，也就是说是它是可执行程序在内存中的镜像。代码段需要防止在运行时被非法修改，所以只准许读取操作，而不允许写入（修改）操作——它是不可写的。
数据段：数据段用来存放可执行文件中已初始化全局变量，换句话说就是存放程序静态分配[1]的变量和全局变量。
BSS段：BSS段包含了程序中未初始化的全局变量，在内存中 bss段全部置零。
堆（heap）：堆是用于存放进程运行中被动态分配的内存段，它的大小并不固定，可动态扩张或缩减。当进程调用malloc等函数分配内存时，新分配的内存就被动态添加到堆上（堆被扩张）；当利用free等函数释放内存时，被释放的内存从堆中被剔除（堆被缩减）
栈：栈是用户存放程序临时创建的局部变量，也就是说我们函数括弧“{}”中定义的变量（但不包括static声明的变量，static意味着在数据段中存放变量）。除此以外，在函数被调用时，其参数也会被压入发起调用的进程栈中，并且待到调用结束后，函数的返回值也会被存放回栈中。由于栈的先进先出特点，所以栈特别方便用来保存/恢复调用现场。从这个意义上讲，我们可以把堆栈看成一个寄存、交换临时数据的内存区。
上述几种内存区域中数据段、BSS和堆通常是被连续存储的——内存位置上是连续的，而代码段和栈往往会被独立存放。有趣的是，堆和栈两个区域关系很“暧昧”，他们一个向下“长”（i386体系结构中栈向下、堆向上），一个向上“长”，相对而生。但你不必担心他们会碰头，因为他们之间间隔很大，绝少有机会能碰到一起。
Linux操作系统采用虚拟内存管理技术，使得每个进程都有各自互不干涉的进程地址空间。该空间是块大小为4G的线性虚拟空间，用户所看到和接触到的都是该虚拟地址，无法看到实际的物理内存地址。利用这种虚拟地址不但能起到保护操作系统的效果（用户不能直接访问物理内存），而且更重要的是，用户程序可使用比实际物理内存更大的地址空间（具体的原因请看硬件基础部分）。
在讨论进程空间细节前，这里先要澄清下面几个问题：
l 第一、4G的进程地址空间被人为的分为两个部分——用户空间与内核空间。用户空间从0到3G（0xC0000000），内核空间占据3G到4G。用户进程通常情况下只能访问用户空间的虚拟地址，不能访问内核空间虚拟地址。只有用户进程进行系统调用（代表用户进程在内核态执行）等时刻可以访问到内核空间。
l 第二、用户空间对应进程，所以每当进程切换，用户空间就会跟着变化；而内核空间是由内核负责映射，它并不会跟着进程改变，是固定的。内核空间地址有自己对应的页表（init_mm.pgd），用户进程各自有不同的页表。
l 第三、每个进程的用户空间都是完全独立、互不相干的。不信的话，你可以把上面的程序同时运行10次（当然为了同时运行，让它们在返回前一同睡眠100秒吧），你会看到10个进程占用的线性地址一模一样。
进程内存管理的对象是进程线性地址空间上的内存镜像，这些内存镜像其实就是进程使用的虚拟内存区域（memory region）。进程虚拟空间是个32或64位的“平坦”（独立的连续区间）地址空间（空间的具体大小取决于体系结构）。要统一管理这么大的平坦空间可绝非易事，为了方便管理，虚拟空间被划分为许多大小可变的(但必须是4096的倍数)内存区域，这些区域在进程线性地址中像停车位一样有序排列。这些区域的划分原则是“将访问属性一致的地址空间存放在一起”，所谓访问属性在这里无非指的是“可读、可写、可执行等”。如果你要查看某个进程占用的内存区域，可以使用命令cat /proc/
每行数据格式如下：（内存区域）开始－结束 访问权限 偏移 主设备号：次设备号 i节点 文件。
注意，你一定会发现进程空间只包含三个内存区域，似乎没有上面所提到的堆、bss等，其实并非如此，程序内存段和进程地址空间中的内存区域是种模糊对应，也就是说，堆、bss、数据段（初始化过的）都在进程空间中由数据段内存区域表示。在Linux内核中对应进程内存区域的数据结构是: vm_area_struct, 内核将每个内存区域作为一个单独的内存对象管理，相应的操作也都一致。采用面向对象方法使VMA结构体可以代表多种类型的内存区域－－比如内存映射文件或进程的用户空间栈等，对这些区域的操作也都不尽相同。vm_area_strcut结构比较复杂，关于它的详细结构请参阅相关资料。我们这里只对它的组织方法做一点补充说明。vm_area_struct是描述进程地址空间的基本管理单元，对于一个进程来说往往需要多个内存区域来描述它的虚拟空间，如何关联这些不同的内存区域呢？大家可能都会想到使用链表，的确vm_area_struct结构确实是以链表形式链接，不过为了方便查找，内核又以红黑树（以前的内核使用平衡树）的形式组织内存区域，以便降低搜索耗时。并存的两种组织形式，并非冗余：链表用于需要遍历全部节点的时候用，而红黑树适用于在地址空间中定位特定内存区域的时候。内核为了内存区域上的各种不同操作都能获得高性能，所以同时使用了这两种数据结构。
进程内存的分配与回收
创建进程fork()、程序载入execve()、映射文件mmap()、动态内存分配malloc()/brk()等进程相关操作都需要分配内存给进程。不过这时进程申请和获得的还不是实际内存，而是虚拟内存，准确的说是“内存区域”。进程对内存区域的分配最终都会归结到do_mmap（）函数上来（brk调用被单独以系统调用实现，不用do_mmap()，内核使用do_mmap()函数创建一个新的线性地址区间。但是说该函数创建了一个新VMA并不非常准确，因为如果创建的地址区间和一个已经存在的地址区间相邻，并且它们具有相同的访问权限的话，那么两个区间将合并为一个。如果不能合并，那么就确实需要创建一个新的VMA了。但无论哪种情况， do_mmap()函数都会将一个地址区间加入到进程的地址空间中－－无论是扩展已存在的内存区域还是创建一个新的区域。同样，释放一个内存区域应使用函数do_ummap()，它会销毁对应的内存区域。
3.linux文件管理
对于计算机来说，所谓的数据就是0和1的序列。这样的一个序列可以存储在内存中，但内存中的数据会随着关机而消失。为了将数据长久保存，我们把数据存储在光盘或者硬盘中。根据我们的需要，我们通常会将数据分开保存到文件这样一个个的小单位中(所谓的小，是相对于所有的数据而言)。但如果数据只能组织为文件的话，而不能分类的话，文件还是会杂乱无章。每次我们搜索某一个文件，就要一个文件又一个文件地检查，太过麻烦。文件系统(file system)是就是文件在逻辑上组织形式，它以一种更加清晰的方式来存放各个文件。
文件被组织到文件系统(file system)中，通常会成为一个树状(tree)结构。Linux有一个根目录/, 也就是树状结构的最顶端。这个树的分叉的最末端都代表一个文件，而这个树的分叉处则是一个目录(directory, 相当于我们在windows界面中看到的文件夹)。在图1中看到的是整个的一个文件树。如果我们从该树中截取一部分，比如说从目录vamei开始往下，实际上也构成一个文件系统。要找到一个文件，除了要知道该文件的文件名，还需要知道从树根到该文件的所有目录名。从根目录开始的所有途径的目录名和文件名构成一个路径(path)。比如说，我们在Linux中寻找一个文件app_mysql.c，不仅要知道文件名(app_mysql.c)，还要知道完整路径，也就是绝对路径(/home/howin/linux/NO.8/app_mysql.c)。从根目录录/, 也就是树状结构的最顶端出发，经过目录home, howin, linux，NO.8,最终才看到文件app_mysql.c。整个文件系统层层分级(hierarchy)，howin是home的子目录，而home是howin的父目录。
在Linux中，我们用tree命令来显示目录的树状结构：
Linux解释一个绝对路径的方式如下：先找到根目录文件，从该目录文件中读取home目录文件的位置，然后从home文件中读取howin的位置……直到找到目录NO.8中的app_mysql.c的位置。
由于目录文件中都有.和..的条目，我们可以在路径中加入.或者..来表示当前目录或者父目录，比如/home/howin/linux/NO.8/app_mysql.c与./linux/NO.8/app_mysql.c等同。 此外，Linux会在进程中，维护一个工作目录(present working directory)的变量。在shell中，你可以随时查询到到工作目录(在命令行输入$pwd)。这是为了省去每次都输入很长的绝对路径的麻烦。比如说我们将工作目录更改为/home/howin/linux ($cd ..)，那么此时我们再去找app_mysql.c就可以省去/home/howin/ ($ls ./NO.8)，这样得到的路径叫相对路径(relative path)，上面的就是这样一个相对路径。
当文件出现在一个目录文件中时，我们就把文件接入到文件系统中，我们称建立一个到文件的硬链接(hard link)。一个文件允许出现在多个目录中，这样，它就有多个硬链接。当硬链接的数目(link count)降为0时，文件会被Linux删除。所以很多时候，unlink与remove在Linux操作系统中是一个意思。由于软链接(soft link)的广泛使用(soft link不会影响link count，而且可以跨越文件系统)，现在较少手动建立硬连接。
对于文件，我们可以读取(read)，写入(write)和运行(execute)。读取是从已经存在的文件中获得数据。写入是向新的文件或者旧的文件写入数据。如果文件储存的是可执行的二进制码，那么它可以被载入内存，作为一个程序运行。在Linux的文件系统中，如果某个用户想对某个文件执行某一种操作，那么该用户必须拥有对该文件进行这一操作的权限。文件权限的信息保存在文件信息(metadata)中，文件自身包含的只有数据。文件名实际上储存在目录文件。除了这些之外，还有操作系统维护的文件附加信息，比如文件类型，文件尺寸，文件权限，文件修改时间，文件读取时间等。
此外，当我们创建文件的时候，比如使用touch，它会尝试将新建文件创建为权限666，也就是rw-rw-rw-。但操作系统要参照权限mask来看是否真正将文件创建为666。权限mask表示操作系统不允许设置的权限位，比如说037(----wxrwx)的权限mask意味着不允许设置设置group的wx位和other的rwx位。如果是这个权限mask的话，最终的文件权限是rw-r----- (group的w位和other的rw位被mask)。
计算机本质上是对数据进行处理的工具，而文件是数据储存的逻辑载体，所以了解Linux文件系统很重要。对于文件系统的了解要结合Linux的其他方面(比如用户管理)进行有机的学习。
4.linux I/O管理
Linux I/O体系是Linux内核的重要组成部分，主要包含网络IO、磁盘IO等。Linux IO存储栈主要有以下7层：
VFS层
我们通常使用open、read、write等函数来编写Linux下的IO程序。
VFS层的作用是屏蔽了底层不同的文件系统的差异性，为用户程序提供一个统一的、抽象的、虚拟的文件系统，提供统一的对外API，使用户程序调用时无需感知底层的文件系统，只有在真正执行读写操作的时候才调用之前注册的文件系统的相应函数。
VFS支持的文件系统主要有三种类型：
- 基于磁盘的文件系统：Ext系列、XFS等。
- 网络文件系统：NFS、CIFS等。
- 特殊文件系统：/proc、裸设备等。
VFS主要有四个对象类型(不同的文件系统都要实现)：
- superblock：整个文件系统的元信息。对应的操作结构体：
struct super_operations。 - inode：单个文件的元信息。对应的操作结构体：
struct inode_operations。 - dentry：目录项，一个文件目录对应一个dentry。对应的操作结构体：
struct dentry_operations。 - file：进程打开的一个文件。对应的操作结构体：
struct file_operations。
关于VFS相关结构体的定义都在include/linux/fs.h里面。
IO栈
SYSCALL_DEFINE3(read, unsigned int, fd, char __user *, buf, size_t, count) { ...... ret = vfs_read(f.file, buf, count, &pos); ...... return ret; } SYSCALL_DEFINE3(write, unsigned int, fd, char __user *, buf, size_t, count) { ...... ret = vfs_write(f.file, buf, count, &pos); ...... return ret; }
由此可见，我们经常使用的read、write系统调用实际上是对vfs_read、vfs_write的一个封装。
size_t vfs_read(struct file *file, char __user *buf, size_t count, loff_t *pos) { ...... if (file->f_op->read) ret = file->f_op->read(file, buf, count, pos); else ret = do_sync_read(file, buf, count, pos); ...... } ssize_t vfs_write(struct file *file, const char __user *buf, size_t count, loff_t *pos) { ...... if (file->f_op->write) ret = file->f_op->write(file, buf, count, pos); else ret = do_sync_write(file, buf, count, pos); ...... }
我们发现，VFS会调用具体的文件系统的实现：file->f_op->read、file->f_op->write。对于通用的文件系统，Linux封装了很多基本的函数，很多文件系统的核心功能都是以这些基本的函数为基础，再封装一层。
linux系统中的IO操作主要包括三大类：字符设备、块设备和网络设备。
Linux IO模式
文件描述符fd（file descriptor）是计算机科学中的一个术语，是一个用于表述指向文件的引用的抽象化概念。在形式上是一个非负整数。实际上，是一个索引值，指向内核为每一个进程所维护的该进程打开文件的记录表。当程序打开一个现有文件或创建一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。缓存IO又被称作标准IO，大多数文件系统的默认IO操作都是缓存IO。在Linux的缓存IO机制中，操作系统会将IO的数据缓存在文件系统的页缓存（page cache）中，也就是说，数据会先被拷贝到操作系统内核的缓冲区中，然后才会从操作系统内核的缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。刚才说了，对于一次IO访问（以read举例），数据会先被拷贝到操作系统内核的缓冲区中，然后才会从操作系统内核缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。所以说，当一次read操作发生时它会经历两个阶段：
1.等待数据准备
2.将数据从内核拷贝到进程中
正因为这两个阶段，Linux系统产生了下面五种网络模式的方案。
1.阻塞IO（blocking IO）
2.非阻塞IO（nonblocking IO）
3.IO多路复用（IO multiplexing）
4.信号驱动IO（signal driven IO）
5.异步IO（asynchronous IO）
信号驱动IO在实际中并不常用，不再介绍。
阻塞IO
在Linux中默认所有的socket都是blocking，一个典型的读操作流程大概如下：当用户进程调用recvfrom这个系统调用，kernel就开始了IO的第一个阶段：准备数据（对于网络IO来说，很多时候数据在一开始还没有到达。比如，还没有收到一个完整的UDP包。这时候kernel就要等待足够的数据到来）。这个过程需要等待，也就是说数据被拷贝到操作系统内核缓冲区中是需要一个过程的。而在用户进程这边，整个进程会被阻塞（当然，是进程自己选择的阻塞）。当kernel一直等到数据准备好了，它就会将数据从kernel中拷贝到用户内存，然后kernel返回结果，用户进程才解除block的状态，重新运行起来。
特点是在IO执行的两个阶段都被block了。
非阻塞IO
Linux下，可以通过设置socket使其变为non-blocking。当对non-blocking socket执行读操作时，流程是这样：当用户进程发出read操作时，如果kernel中的数据还没有准备好，那么它并不会block用户进程，而是立刻返回一个error。从用户进程角度讲，它发起一个read操作后，并不需要等待，而是马上就得到一个结果。用户进程判断结果是一个error时，它就知道数据还没有准备好，于是它可以再次发送read操作。一旦kernel中的数据准备好了，并且又再次收到用户进程的system call，那么它马上就将数据拷贝到用户内存，然后返回。
特点是用户进程需要不断的主动询问kernel数据准备好了没有。
异步IO
用户进程发起read操作后，立刻就可以开始去做其他的事。而另一方面，从kernel的角度，当它收到一个asynchronous read之后，首先它会立刻返回，所以不会对用户进程产生任何block。然后，kernel会等待数据准备完成，然后将数据拷贝到用户内存，当这一切都完成之后，kernel会给用户进程发送一个signal，告诉它read操作完成了。
IO多路复用
IO多路复用就是我们通常说的select、poll、epoll。select/epoll的好处就在于单个process就可以同时处理多个网络连接的IO。它的基本原理就是select、poll、epoll这个function会不断的轮询所负责的所有socket，当某个socket有数据到达了，就通知用户进程。
当用户进程调用了select，那么整个进程会被block，而同时，kernel会监视所有select负责的socket，当任何一个socket中的数据准备好了，select就会返回。这个时候用户进程再调用read操作，将数据从kernel拷贝到用户进程。
IO多路复用的特点是通过一种机制一个进程能同时等待多个文件描述符，而这些文件描述符（套接字描述符）其中的任意一个进入读就绪状态，select()函数就可以返回。
如果处理的连接数不是很高的话，使用select/epoll的web server不一定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好，可能延迟还更大。select/epoll的优势并不是对于单个连接的处理更快，而是在于能处理更多的连接。
在IO编程中，当需要同时处理多个客户端接入请求时，可以利用多线程或者IO多路复用技术进行处理。IO多路复用技术通过把多个IO的阻塞复用到同一个select的阻塞上，从而使得系统在单线程的情况下可以同时处理多个客户端请求。与传统多线程/多进程模型比，IO多路复用的最大优势是系统开销小，系统不需要创建新的额外进程或线程，也不需要维护这些进程和线程的运行，降低系统的维护工作量，节省了系统资源，IO多路复用的主要应用场景如下：
1.服务器需要同时处理多个处于监听状态或者多个连接状态的套接字
2.服务器需要同时处理多种网络协议的套接字
心得体会
通过学习《Linux操作系统分析》，了解了Linux操作系统的基本原理，能够使用Linux系统进行日常的使用和学习，更加强了对操作系统原理的认识，做一定的知识储备。 当然现在了解到的还只是冰山一角，希望自己能够再接再厉，日后为linux的发展尽一份力。
路漫漫其修远兮，吾将上下而求索。
再次也要感谢linux课程的李春杰老师和孟宁老师，生动的课程让我对linux有了更浓厚的兴趣。本篇博客总结的知识也有些零乱，日后再好好梳理。在此感谢两位老师的辛苦教导。