Linux（静态动态库，缓冲区输出问题，fork()父子进程，逻辑物理地址，僵死进程，孤儿进程，主函数参数）

静态库与动态库

静态库的产生：

1. 将.c文件编译为.o文件（gcc -c 文件名.c）
2. 使用ar命令将第一步生成的.o文件变成静态库文件(ar crv libfoo.a add.o max.o)
3. 使用生成的静态库文件和main.c文件生成可执行文件main(gcc -o main main.c -L. -lfoo)
4. 执行可执行文件（./main）

静态库生成的可执行文件，在静态库被删除时，可执行文件依然能够执行(在编译的时候，编译器已将所有引用代码复制到可执行文件中，一旦链接完成，就不再需要静态库了）

动态库的产生：

1. 前两步与静态库相同，需要得到.o文件
2. 生成动态库文件（gcc -shared -fPIC -o libfoo.so add.o max.o）
3. 生成可执行文件（gcc -o mian1 main.c -L -lfoo）
4. 将动态库文件拷贝到/usr/lib下，然后执行可执行文件

动态库生成的可执行文件，再动态库被删除后，可执行文件不能执行（编译阶段仅记录可执行文件对动态库的依赖关系，不复制库代码，是运行时才开始链接的，所以必须依赖动态库）

main（大）----静态库 main1-----动态库

内存空间占用：

• 静态库：缺点 每个静态库生成的可执行文件都会有一份库代码的副本，导致体积大，且多个程序运行时会重复占用内存

优点 不依赖外部文件，移植性强（复制可执行文件即可执行）

• 动态库：缺点 依赖外部文件，移植性差，必须保证对应系统中有动态库

优点 节省内存，只需要在磁盘上存一份即可，多个可执行文件共性同一份库文件（共享内存）

缓冲区输出问题

1.输出时机

1. 缓冲区被强制刷新，例如\n 缓冲区会立马输出缓冲区中的内容，然后清空（fflush()也可以进行强制刷新，将缓冲区内容输出到文件中）
2. 缓冲区已满，无法v放入新内容，则会立即输出缓冲区中的内容
3. 进程结束时，缓冲区中的内容会被输出

exit(): C标准库函数 <stdlib.h>

用户态+内核态操作

1. 执行用户退出函数
2. 刷新并关闭I/O数据流，缓冲区的数据会被刷新到终端或者文件中（标准输出文件stdout）
3. 清理进程的私有资源（堆内存，全局变量内存），变量失效
4. 调用内核态的_exit()

_exit(): 系统调用 <unistd.h>

直接内核态

1. 出发内核回收机制，内核空间立即收回进程资源，将退出状态码返回给父进程（没有任何缓冲区的体现，将缓冲区中的内容丢掉了）

使用场景：

普通单进程：使用exit

多进程：子进程优先使用_exit()---->不会对父进程里面的东西造成影响

fork()的调用（父进程与子进程）

调用该函数的时候，会复制一份进程

子进程在被复制出来的时候，会继承父进程缓冲区里面的东西

返回值会出现三种情况：

1. 如果返回值为-1，表示进程复制失败（进程资源满了）
2. 如果返回值为大于0的数（子进程的进程号PID），表示当前处于父进程之中
3. 如果返回值等于0，表示当前处在子进程之中

注意：写时拷贝（子进程写入的时候再进行拷贝）

父进程fork之后，子进程与父进程的资源相同，核心思想时“先延时拷贝操作，仅在操作时进行”，避免资源浪费

为什么进行写时拷贝：以前拷贝时，进行全量拷贝（包括数据段，代码段，堆栈），完整的复制到子进程的空间中，父进程会调用exec（替换进程）加载新程序（会覆盖原有的地址空间），或进行修改少量数据，此时就会造成“用不到的内存页，或者不会进行修改的内存页的浪费”

只有当内存页被修改的时候才会进行拷贝

逻辑地址和物理地址

解释理解

CPU的核心使用逻辑地址，MMU将逻辑地址转化为物理地址，然后内存控制器拿着物理地址去内存存取数据，故最终输出的是物理地址

逻辑地址：是进程运行的时候分配的一部分空间（虚拟地址），仅在程序运行时有效

物理地址：真实保存在内存上的一块地址，是直接的内存地址线编号

使用者：逻辑地址（开发者，进程） 物理地址（内存控制器）

空间范围：逻辑地址（由操作系统分配，与物理内存无关，例如32位操作系统进程的逻辑空间大 小4G）

物理地址（等于物理内存硬件容量）

早期只有物理地址，三个缺点：

1. 内存冲突，多个进程访问同一物理地址时，会导致数据的覆盖
2. 内存的浪费，程序需要的是连续的物理内存，但若空间中有小块的空闲内存，就会导致浪费，即使总空闲空间足够，也无法存储
3. 安全性低，程序可直接访问物理地址，可能会恶意修改系统内存数据

通过地址空间隔离和动态映射使逻辑空间解决上面的问题：

1. 每个进程具有独立的“虚拟地址空间”，无法直接访问对方的逻辑地址，不会冲突
2. 逻辑地址无需对应连续的物理地址，操作系统可将分散的物理内存碎片“拼接”成连续的逻辑地址
3. 地址转换时加上权限检查，防止越权访问

逻辑地址转化为物理地址

将内存分页：操作系统将逻辑地址空间和物理地址空间划分为固定的“页”，例如4KB一页

• 逻辑地址——>逻辑页（每个逻辑页有一个逻辑页号（VPN））
• 物理地址——>物理页（每一个物理页有个物理页框号(PFN)）

eg:32位操作系统，就会有32位的逻辑地址，按4KB分页

每个逻辑页的页号VPN占20位，页内偏移占12位（4KB=2的12次方）

假设int a=0x1234(逻辑地址：0x00401000),32位系统，4KB分页

得到：

1. VPN=0x00401（前20位），页内偏移0x000
2. MMU通过VPN进行查表，假设查出来的FPN=0x12345
3. 得到真实物理地址：将FPN与页内偏移拼在一起（0x12345000）
4. 内存控制器访问真实物理地址，将数值0x1234写入该地址，完成变量的赋值

（逻辑地址是在程序编译时确定下来）

僵死进程

子进程先于父进程结束，且父进程没有得到子进程的退出码（exit()），这时子进程会变成僵死状态

得到退出码：在父进程里面加wait()，父进程会等待子进程进行完之后再开始运行，获取子进程的退出码

• 子进程：exit(退出码数值)；
• 父进程：int val;wait(&val);--->val是用来存放子进程的退出信息的

// 阻塞等待子进程结束，并把子进程的退出信息写入val

解决退出码是十进制的问题：

• WIFEXITED（val）：判断子进程是否正常退出，返回值true false
• WEXITSTATUS(val) : 获取正常退出码

孤儿进程

父进程先于子进程结束，子进程会被系统重新分配一个父进程（进程管理器自动分配）

子进程不会因为父进程的结束而结束

主函数的参数

int main(int argc,char *argv[],char *envp[]);

1. argc参数个数
2. argv参数内容
3. envp环境变量

代码greet.c：

c

#include <stdio.h> int main(int argc, char *argv[]) { printf("程序被调用，共收到 %d 个参数。\n", argc); for (int i = 0; i < argc; i++) { printf("参数 %d: %s\n", i, argv[i]); } return 0; }

编译并运行：

bash

gcc greet.c -o greet ./greet Alice Bob "Hi there"

输出：

text

程序被调用，共收到 4 个参数。 参数 0: ./greet 参数 1: Alice 参数 2: Bob 参数 3: Hi there