进程控制
和文件描述符相似，Unix 使用一个非负整数来代表进程，但是当一个进程销毁后，新创建的进程一般不会立即使用刚刚销毁的进程的 ID。一般而言，进程 ID 为零的进程是调度进程，一般也叫做交换进程。进程 ID 为 1 的是 init 进程是初始化进程，在系统启动时由内核创建。 init 进程绝不会终止 ，它是运行在超级用户特权下的用户进程（而交换进程是系统进程）。
init 进程是所有进程的祖先。
fork
使用 fork 可以创建一个子进程：
pid_t fork(void);
fork 调用一次，然后分别在父进程和子进程中返回一次，不同之处在于 父进程中 fork 的返回值为子进程的 PID ，子进程中 fork 的返回值为 0。
调用 fork 后子进程和父进程拥有相同的正文段，除非父进程或子进程对某个变量进行了修改，否则内核不会拷贝这些数据，也就是写时复制技术。
此外，fork 后的子进程和父进程拥有相同的：
相同的正文段
相同的 IO 重定向
相同的文件描述符
相同的权限和用户标示
相同的进程环境
相同的储存映像
但是，子进程不继承父进程的：
已获取的文件锁
未处理的闹钟
未处理的信号集
fork 失败的原因
fork 返回的失败原因只有内存不足，但是事实上造成此问题的原因并不是一定就是内存不足，真实原因有四种：
内存不足
numa 架构下，进程启动的时候绑定了node，导致只有一个 node 里的内存在起作用
numa 架构下，如果所有内存都插到一个槽，其它 node 就会没内存
进程数量超过限制
之所以返回的失败代码只有一种，原因是：
fork 的调用链为：fork -> do_fork -> copy_process，其中 copy_process 中的部分代码如下：
static struct task_struct *copy_process(...){
...
//注意这里！！！！！！
//申请整数形式的 pid 值
if (pid != &init_struct_pid) {
retval = -ENOMEM;
pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
if (!pid)
goto bad_fork_cleanup_io;
}
...
bad_fork_cleanup_io:
if (p->io_context)
exit_io_context(p);
...
fork_out:
return ERR_PTR(retval);
}
可以看到：无论 alloc_pid 返回的是何种类型的失败，其错误类型都写死的返回 -ENOMEM，而 ENOMEM 代表的是 Out of memory 的意思
而 alloc_pid 的代码节选如下：
//file:kernel/pid.c
struct pid *alloc_pid(struct pid_namespace *ns){
//第一种情况：申请 pid 内核对象失败
pid = kmem_cache_alloc(ns->pid_cachep, GFP_KERNEL);
if (!pid)
goto out;
//第二种情况:申请整数 pid 号失败
//调用到alloc_pidmap来分配一个空闲的pid
tmp = ns;
pid->level = ns->level;
for (i = ns->level; i >= 0; i--) {
nr = alloc_pidmap(tmp);
if (nr < 0)
goto out_free;
pid->numbers[i].nr = nr;
pid->numbers[i].ns = tmp;
tmp = tmp->parent;
}
...
out:
return pid;
out_free:
goto out;
}
另外 pid 在内核中并不是一个简单的整数类型，而是一个结构体，所以内存分配时会失败
第二中情况是申请进程号的时候如果失败，也会返回错误
通过这里我们还额外学习到了另外一个知识！一个进程并不只是申请一个进程号就够了。而是通过一个 for 循环去申请了多个。
假如说当前创建的进程是一个容器中的进程，那么它至少得申请两个 PID 号才行。一个 PID 是在容器命名空间中的进程号，一个是根命名空间（宿主机）中的进程号。
这也符合我们平时的经验。在容器中的每一个进程其实我们在宿主机中也都能看到。但是在容器中看到的进程号一般是和在宿主机上看到的是不一样的。
exec
如果父进程期望子进程执行其它程序，那么就需要在子进程中执行 exec 来替换当前的内存映像：
int execl(const char *pathname, const char *arg, ... /*, (char *) NULL */);
int execlp(const char *file, const char *arg, ... /*, (char *) NULL */);
int execle(const char *pathname, const char *arg, ... /*, (char *) NULL, char *const envp[] */);
int execv(const char *pathname, char *const argv[]);
int execvp(const char *file, char *const argv[]);
int execvpe(const char *file, char *const argv[], char *const envp[]);
int fexecve(int fd, char *const argv[], char *const envp[]);
可以看到，存在两个函数族，这两个函数族的分别是 execl 和 execv。后面的 l 代表 list，v 代表 vector。execl 族函数要求向程序传递参数时以列表的形式传递，并且最后一个参数设置为空指针以指示结束。execv 族函数要求将参数放到一个字符数组中。
另外，以 e 结尾的函数使用 envp 初始化程序环境，而不是使用当前环境。
pathname 和 file 都代表了程序的路径，如果不是路径，那就在 PATH 中查找，如果查找到的不是二进制文件，就将其视为脚本语言。
重要
POSIX.1 明确要求在执行 exec 时关闭打开的目录流
进程退出
一个进程正常退出有以下几种方法：
在 main 函数中调用 return 0
在函数任意位置调用 exit
调用 _exit 或者 _Exit
进程的最后一个线程在启动函数中调用 return
进程的最后一个进程调用 pthread_exit
exit 和 _Exit 的不同之处是 exit 会在退出时调用使用 atexit 函数注册的清理函数，而 _Exit 则不进行处理就立即退出
waitpid
如果一个进程已经终止，但是父进程却没有执行 waitpid 函数，则此进程被称为 僵死进程 ，僵死进程使用 ps 命令打印出来的状态为 Z。僵死进程的 PID 不会被回收，如果系统中存在大量的僵死进程，可能会导致系统没法创建新进程。
如果僵死进程的父进程结束了，那么僵死进程会被 init 进程收养，然后由 init 进程执行善后工作
当子进程结束后，内核会向其父进程发送 SIGCHLD 信号，当父进程接受到 SIGCHLD 信号而调用 waitpid 函数时，函数调用会立即返回，否则父进程会被阻塞至子进程结束
waitpid 有两个形式：
pid_t wait(int *wstatus);
pid_t waitpid(pid_t pid, int *wstatus, int options);
wstatus 是一个输出指针，用来获取子进程的状态。如果对子进程状态不关心，可以设为空指针。waitpid 的 options 可以根据需要将 waitpid 设置为非阻塞的。
wstatus 需要使用宏来查看子进程的状态，这些宏以 WIF 开头。
宏 |
何时为真 |
|---|---|
WIFEXITED(wstatus) |
进程正常终止 |
WEXITSTATUS(wstatus) |
进程异常终止 |
WIFSIGNALED(wstatus) |
进程暂停 |
WTERMSIG(wstatus) |
wait 函数会在任一子进程结束时返回，而 waitpid 根据 pid 的形式，具有以下作用：
值 |
含义 |
|---|---|
pid == -1 |
等待任一子进程 |
pid > 1 |
等待进程 ID 与 pid 相等的进程 |
pid == 0 |
等待与调用进程同组的任一进程 |
pid < -1 |
等待组进程等于 pid 绝对值的任一子进程 |
备注
在杀死进程时，一个常用的方式是使用 kill -9 发送 SIGKILL 信号给进程。但是有两种情况下此方法不适用：
该进程是僵死进程。进程已经释放所有资源，但是父进程还没有释放。这种情况下要等待父进程结束
该进程处于核心态，并在等待不可获得的资源，处于核心态的资源会忽略所有信号
解决的办法也有两种：
通过 cat /proc/proc_id/status 查找其父进程将其杀死
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