【Linux】fork父子进程简单理解

1️⃣fork 函数

man手册：



返回值：

  我们可以发现fork函数有三个返回值，创建成功了，返回子进程的pid给父对象，再返回0给子进程，创建失败就返回-1给父进程。为什么将子进程id返回给父进程，而返回0给子进程？
  因为一个父进程的子进程可以多于一个，没有一个函数可以使一个进程获得其所有子进程的进程id。而给子进程返回0，我们此时需要一个将被视为成功且不能为实际PID的值，0不是真实的PID(否则，孩子可能会认为它是父母)。同时， 0返回值也是系统调用指示成功的标准返回值。子进程也可以随时通过getpid来获取自己的pid，因此返回0就行

#include <stdio.h>    
#include <unistd.h>    
#include <sys/types.h>    
    
int main()    
{    
    printf("begin：我是一个进程，pid：%d,ppid：%d\n",getpid(),getppid());    
    pid_t id=fork();    
    if(id==0)    
    {    
        //子进程    
        while(1)    
        {    
            printf("我是子进程，pid：%d,ppid：ppid%d\n",getpid(),getppid());    
            sleep(1);    
        }    
    }    
    else if(id>0)    
    {    
        //父进程    
        while(1)    
        {    
            printf("我是父进程，pid：%d,ppid：ppid%d\n",getpid(),getppid());    
            sleep(1);                                                                                                           
        }    
    }    
    else    
    {}  //error 
    return 0;    
}  

看上面代码运行结果：



为什么要有两个不同的返回值？
  从上面代码运行来看，若没有fork函数，则这里是单执行流，且加了while死循环，只能执行 if 或者 else if 代码块其中之一，不能实现if和else if两个代码块同时运行。而fork函数创建子进程后，通过返回不同的返回值，进入不同的执行流，同时执行不同的代码块，这也是创建子进程的意义

fork 函数怎么做到返回两次的？
  我们先对进程下一个简单的概念，进程=内核数据结构+代码和数据。父进程创建后，有自己的内核数据结构和代码，可以运行。而fork函数后创建子进程，子进程把父进程的内核数据结构拷贝一份，再把pid等部分属性进行修改，作为区分。然而此时子进程没有自己的代码和数据，它只能和父进程一起访问父进程的代码，即共享父进程代码，然而数据却不能够共享，数据采用读时共享，写时拷贝的方法
为什么代码可以共享，数据不能被共享？
  代码可以共享，是因为我们写好代码，将其加载到内存后，代码便不可以再被修改，因此共享一份代码既能满足需求，又极大节省内存空间。而数据不能共享，是因为首先要保持进程的独立性，一个进程运行或者结束，不能影响另外一个进程。因此要保证数据独立，而父对象的数据并不是都要访问修改，全盘拷贝内存负担太大。因此采用写时拷贝，需要修改再拷贝，节约空间



  这时候我们才回过头来看，调用fork函数返回两次的问题：fork函数再执行return语句前，已经完成了子进程的创建工作，而return语句也是代码，父子共享，因此父进程在调度时返回一次，子进程调度时返回一次

2️⃣进程相关状态

  操作系统进程状态，主要分为运行、阻塞和就绪状态。大纲是这样，但是不同操作系统具体设计又有所差异，下面我们学习LInux中的相关状态





对于R状态，看以下代码运行不同结果



  为什么两个死循环运行状态不同呢？这里我们不能用我们的感觉去揣测CPU的速度，代码一带有打印语句，需要访问我们的显示器设备。进程有相当大的概率在等待IO设备即显示器设备就绪， 而CPU处理速度和外设就绪速度不是一个量级的，因此进程只有一瞬间在运行，大部分时间在等待，很难捕获到R（运行状态），即我们看到的S（状态）正在等待某种资源就绪与阻塞状态相对应。这里简单说一下，S+表示前台运行，S表示后台运行，后台运行的进程我们可以用kill指令杀掉

D状态
  当我们从内存向磁盘写入数据时，需要得到磁盘写入返回的结果，因为磁盘可能空间不够就会写入失败。如果操作系统压力过大，就会有一些行为：杀掉自己认为不重要的进程。如果该进程正在从内存向磁盘写入数据，而磁盘空间不够，写入失败，而进程又被杀掉了，那么写入失败的信息无法返回给进程，未写入的数据将会造成丢失。防止这种行为的出现，我们给写入磁盘的进程设为D状态（也是阻塞状态的一种），深度休眠该进程，不响应任何操作系统的请求，操作系统无法杀死该进程。如果出现进程有D状态，说明磁盘压力太大了，那么这个操作系统离生命周期结束不远了

T状态
  一个进程在运行时，或者休眠时，我们可以暂停它，发送指令 “kill -19 进程ID”，也可以恢复这个状态 “kill -18 进程ID”，不过再我们暂定这个进程再恢复起来后，这个进程就变成了后台进程，S+变成了S，后台进程再用 "kill -9 进程ID"杀掉。我们平常进行调试时，就是 t（暂定）状态



Z状态
  Z状态即僵尸状态，比如一个人突然死了，警察第一时间过来并不是清理现场，而是让法医确认死因，给关心它的人一个交代。线程也是一样，最关心这个进程的对象是它的父进程， 子进程退出，它得把自己的状态信息和数据资源暂时维持一段时间，这段时间就是僵尸状态。上报给父进程后，父进程再对子进程的资源进行清理和回收，就变成真正的X（死亡）状态。我们通过下面这个案例来了解僵尸进程的危害

僵尸进程：





  在这里父进程并没有对子进程做任何处理，子进程用exit(0)退出后，父进程没有主动回收子进程状态信息。此时子进程的退出状态必须被维持下去，因为他要告诉关心它的父进程，交给它的任务，办的怎么样了。如果一直不读取，那子进程就一直处于Z状态。维护退出状态本身就是要用数据维护，也属于进程基本信息，所以保存在task_struct(PCB)中，换句话说，Z状态一直不退出，PCB一直都要维护。而子进程不是R（运行）状态不能再被CPU调度，占用的内存资源又一直不被清理回收，就导致了内存泄漏

孤儿进程：
  如果父进程先退出，子进程后退出。那么当子进程结束后，进入Z状态，进程状态信息该上报给谁呢？此时子进程就会被init进程(操作系统)领养，称为“孤儿进程”，操作系统会对该类进程进行资源清理回收。注意孤儿进程被领养后，会变成后台进程，需要kill用指令杀死，

3️⃣进程优先级及其调度过程

  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







操作系统是如何对优先级进行确认调度的呢？
  首先设置一个运行队列和镜像等待队列，新来的队列放入等待队列中，等运行队列调度结束后，再调度等待队列。我们用一个run指针指向运行队列，一个wait指针指向等待队列。运行队列调度完后，交换run和wait指针，这样run指针指向等待队列，继续运行我们的进程，而wait指向空队列，等待新的队列进入。循环交替run和wait指针，保证run指针一直调度不为空的运行队列

怎么确认队列调度完了，即队列为空？
  这里我们采用位图的结构，40个运行队列模拟成40个bit位，即5个char类型大小。如下，通过i和pos便能找到对应优先级的队列是否正在运行，1表示运行，0表示空队列，当全部40个bit位都为空，即整个运行队列为空。这时候交换run和wait指针了，就不需要遍历且在O(1)的时间复杂度内就能完成整个运行队列是否为空的判定

4️⃣环境变量5️⃣6️⃣7️⃣8️⃣