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父子进程
一个进程可以创建另一个进程吗？
干想代码可能很犹豫，因为我们从来都没有见过创建新进程的代码。但是：
短短几秒钟，就创建了两个进程。这些进程是系统创建的吗？不是。一个是小爱同学创建的，另一个则是QQ创建的。所以，一个进程是完全拥有创建另一个进程的能力的。
就像你和你的室友们一样，被创建的进程就叫做子进程，另一个就叫做父进程。
创建父子进程
但是，小爱同学和QQ也是代码写出来的，那怎么用代码去创建一个进程呢？很简单的一个函数
fork()
不过，使用fork的代码就很反人类了：
int main() { int pid = fork(); if(pid==0) { printf("this process:%d\n",pid); } else { printf("And this process:%d\n",pid); } return 0; }很简单啊，判断pid的值，不管是不是0，最后都输出自己的pid，无非就是输出pid前的语句不同罢了。
可是结果：
嗯？怎么会输出两条语句？
而且两个输出的pid还不一样？
中途没有任何语句去改变pid的值，而且就算改变了，一个程序运行时，可能同时进入if和else两条路吗？不可能，除非这个入开桂了。
此时，我们再来想想这个函数的功能：创建一个子进程。那么，只剩下一种可能： 
那我们就以这个假设来看这段代码。
因为整段代码，只有在fork处改变了pid的值，所以肯定是fork对pid发生了不同的改变。对两个不同的进程，会分别给他们返回不同的值0或非0，然后把两个值分别赋值给不同进程中的pid，继续向后运行。此时，进入if和else的判断，因为pid的值是0或非0，所以输出了不同的结果。完美！
但是，又会产生很多问题：
- fork返回值的具体含义是什么？为什么要返回0或非0？
- 我们怎么判断谁是父进程？谁是子进程？重要吗？
- 子进程凭什么可以进入到if/else的判断里？
别急，我们来一个一个分析：
fork
fork返回值的含义是什么？
一句话总结：fork返回值的具体含义，就是某个进程的pid。
pid的全程，process id，就和你元神的uid一样，只是为了可以找到你。这个在进程中有讲过，不理解的可以去看看：Linux进程与运行-CSDN博客
更具体的说，fork返回的是子进程的pid。父进程创建子进程，就把创建出的子进程pid给他。但是子进程刚被创建出来，还没有创建进程，他没有子进程，怎么办？因为进程的计数是从1开始的，1是第一个被创建出来的进程，也就是操作系统。那我就返回一个0，就如同返回一个null一样，代表没有子进程。于是，fork函数的返回值就明了了：
- 给父进程返回刚被创建的子进程的pid
- 给子进程返回0
但是，你怎么证明给父进程返回的，就是子进程的pid？
很简单一个指令：ps
ps，简单说就是任务管理器，可以查看所有进程和其pid
同时，在代码内，也有相应的函数：getpid()和getppid()
- getpid()，就是获取当前进程的pid
- getppid()，就是获取当前进程的父进程pid，ppid(parent pid)
所以，我们再把刚刚的代码稍微改一下：
int main() { int pid = fork(); if(pid==0) { printf("I'm child,my id:%d\n",getpid()); printf("my child id:%d\n",pid); printf("my parent id:%d\n\n",getppid()); } else { sleep(1);//为了防止输出串行，让父进程后运行 printf("I'm parent,my id:%d\n",getpid()); printf("my child id:%d\n",pid); printf("my parent id:%d\n\n",getppid()); } return 0; }
很容易发现父子关系。
而且，因为子进程没有孩子，所以孩子pid为0；父进程是另外一个进程创建的，所以给的是创建父进程的进程pid。
OK，那么第一个问题便解决了：
怎么判断父子进程？
其实在上一个问题中，就已经解决了怎么判断父子进程：getpid和getppid。那么，这里重点讲一下第二个问题：
判断谁是父子进程，重要吗？
废话，当然重要。我们先不管具体怎么实现，我们只先来思考一下这些概念：
首先，我们为什么要去创建一个子进程？因为是为了让他完成某些任务。那我们怎么知道这个任务完成地怎么样？子进程去告诉父进程。所以，子进程一定要可以找到父进程，父进程也一定要能找到子进程。
其次，如果子进程在完成之前，父进程意外终止了，那子进程的结果和状态，应该给谁呢？只能给其他相关的进程，让能处理这些东西给父进程擦屁股的进程，去处理这些事情。所以，其他进程也必须要找到子进程，而且知道，这个子进程是失去父亲的进程。
这种父子关系是非常重要的。
不过，这也说明了一个问题：
父进程一直在偷窥自己的子进程，等到子进程运行完了，直接冲过去拿结果。但是，父进程难道是去看子进程运行到哪一行了吗？不现实，因为父进程也要有自己的事，要是一直去盯着子进程，那父进程就不叫父亲而叫监工了。为了方便和高效，所以直接用一个状态来表示，子进程在运行的时候，就把状态设置成为running，而在进程结束的同时，把状态的running调整为finish。
父进程偷窥的时候，只用看一眼子进程的状态，如果是running，哦，我的孩子正在运行，那我就不管了；但是，一旦发现是finish，那我就直接冲过去拿结果，极大提高了父进程的效率。
而这些，会涉及到两个问题：进程等待和进程状态。在讲完第三个问题“子进程的运行”时，我们再回来解决这两个问题。
子进程是怎么运行的
子进程凭什么可以进入到if/else的判断里？
或者换句话说，子进程被创建之后，他运行的是什么代码？
首先，父子进程是不可能同时运行同一段代码的，因为会涉及到一个概念——
进程的独立性：不同的进程是无法看到其他进程里的数据的。
进程的独立性
对每一个进程，都有一个进程PCB，PCB里存储着两个重要的东西：
struct PCB { Data* data;//数据段地址，比如上下文等 Code* code;//代码段地址，运行时的代码 //还有其他数据 };在程序被新创建的时候，PCB被放入内存中，操作系统再根据PCB，找到对应的代码和数据，将代码和数据放入内存。而在这个过程中，是没有任何其他进程插手的。换句话说，任何进程就算是父进程，对一个其他的进程，也只有获得其PCB的能力，而无法查看其中的代码和数据。
进程就像紧锁的房间，你只能从门卡上获取房间的基本信息，但是里面居住的人，里面的设施，只有房间的主人才知道，其他人没有任何办法看到。
那父进程获取子进程的消息，既然只能看到PCB，那怎么可能获得到消息呢？
答案很简单：中间渠道。
当子进程完成的时候，我不让父进程进到我房间里去，我放一张纸条在门口，父进程发现门口有张纸条，就只将纸条拿回到父进程的房间，这样父子进程在没有进出相互房间的情况下，进行了信息的交流，而这张纸条，就是实现的中间渠道。
同时，为了保证这张纸条不被其他进程拿走，或者不被操作系统打扫走，这张纸条的位置肯定要被单独保管起来，也就是操作系统给他分配一块空间，专门用于两个进程之间的交流。
进程的独立性，总结便是，每一个进程都是绝对封闭的，任何进程都无法查看其他进程的代码和数据，而进程间需要交换数据，则必须通过中间媒介来间接交换。
所以，子进程是看不到父进程的代码的，自然就无法和父进程运行同一块代码。不过，虽然我看不见，那我就不能把代码复制过来，变成自己的代码吗？ 
当子进程被创建的时候，PCB还在形成。这个时候，PCB中的数据段地址和代码段地址都是空的，但是我们想让子进程接着父进程运行，于是我们把父进程数据段和代码段的地址全部赋值给子进程，因为只是两个地址的复制，所以要的时间几乎为0。
复制之后，子进程和父进程分裂开来，两个进程保持着独立性，但是因为子进程已经把父进程的代码段和数据段地址复制来了，可以直接访问到代码段和数据段。此时就算我看不到父进程的数据，我也有着自己复制来的数据，可以自己独立运行，这就是子进程创建的过程。
所以，子进程是怎么运行的？在fork处分裂开来，子进程复制父进程所有的代码和数据，两个进程根据自己独立的数据运行下去，互补干扰。
以下面一段代码为例：
#include<unistd.h> #include<stdio.h> int main() { int tmp=0; int pid = fork(); if(pid==0) { tmp=1; } else { tmp=2; } return 0; }
进程状态
在一般的教材里，进程一般都会有一个状态转换图：
对硬件层的理解，这个图是完美的时间片逻辑：
在一个cpu上，进程是不可能占着cpu不走的，所以每隔一段时间，cpu就要从进程之间切换，由一个进程切换到另一个进程。但是，被切换走的进程并不是不能继续运行了，而是被强迫剥离走，它还想被继续运行下去，它就要在运行队列里继续排队，等到下一次被调度。在运行的时候，就是执行状态，而在运行队列里排队的时候，就是就绪状态。
但是，并非每个进程都是一直在等待着被调度的。有些进程缺少了运行的必要条件，比如：
在没有输入的时候，进程会一直卡在scanf那里，这便是进程缺少了继续运行的必要条件。这个时候，就算调度了它把它放在了cpu上，它也只能像人机一样发呆，纯纯浪费资源。为了避免这种事情发生，我们单独用一种状态表示他，当cpu看到这个状态时，明白他不能继续运行，所以直接跳过他，而这种状态，就叫做阻塞。
很完美是不是？但是这只是硬件层的理解，说人话便是给cpu看的状态。而给进程和操作系统看的状态，与之大不一样，就像：
在Linux中，有以下几个进程状态：
static const char* task_state_array[]= { "R",//running 运行 "S",//sleeping 睡眠 "D",//disk sleep 深度睡眠 "T",//stop 暂停 "t",//tracing stop 挂起暂停 "x",//dead 死亡 "z"//zombie 僵尸 };还是一个一个来看。
运行
并非在cpu上跑的进程状态才叫运行，只要在运行队列中，都叫做运行状态。
睡眠
int main() { sleep(100); }在sleep的100秒中，就叫做进程正处于睡眠状态。
深度睡眠
如果只是单单用代码sleep一段时间，叫做浅度睡眠。那么深度睡眠是什么？
在一个进程涉及到文件操作的时候，数据量一大起来，读取文件肯定是很慢的。但是，如果在读取文件的时候，读取到一半，你把这个进程关了，那就会造成一个结果：
如果直接把这些数据直接丢掉不管了，一些小游戏存档还好，要是是银行更新数据更新一半，操作系统直接给更新进程杀了，那：
所以，深度睡眠状态是什么？就是因为在进行较慢的IO操作，此时进程停在了代码的某一行。但是为了保护IO操作，进程会处于深度睡眠状态，任何操作包括操作系统强制都无法杀掉深度睡眠的进程，一直到IO操作结束退出深度睡眠状态。
除非你关机。
暂停
在Linux当中，我们可以通过发送SIGSTOP信号使进程进入暂停状态（stopped），发送SIGCONT信号可以让处于暂停状态的进程继续运行。
对于信号的部分，我们放在单独一个章节来讲，但是可以通过kill -l指令，来查看所有的信号： 
挂起暂停
挂起
什么是挂起？
我们知道，再nb的cpu，他的内存也是有上限的。当内存被塞满了，怎么办？
- 删掉一部分进程？不可能，当你删一个进程的时候，那个进程肯定不服气：凭什么要删我不删他？
- 把进程压缩？也不可能，压缩和解压也是需要时间和空间的，得不偿失。
此时，我们把头一瞥，突然发现了一件事：
所以，cpu有可能把内存中的数据放在磁盘上吗？
之前在冯诺依曼体系中说过，内存和磁盘的空间，最大的区别便是读写速度。内存中的数据是处理最快的，所以必须要将磁盘中的数据加载到内存里，再进行操作；磁盘的空间是最大的，所以只需要保存数据的时候，就把数据放回到磁盘上。
那，是所有的数据都要被处理吗？当一个进程被暂停或者睡眠的时候，或者就算是在运行队列中没有被调度的时候，这些数据都不会被处理，而是在等待调度。既然不会被处理，那是不是就可以被暂时放回到磁盘中呢？当然可以。我们只把PCB留在内存里，把数据和代码都放回到磁盘中，等到被调度的时候，把数据和代码从磁盘里重新导入到内存里；时间片结束了，再把数据和代码放回磁盘。这样，同一时间，只有被调度的进程数据和代码在内存中，便极大节省了空间，再也不怕太多进程导致内存爆炸了。
不过，内存和磁盘的交互还是太慢了。为了提速，磁盘中单独弄出一个分区，叫做swap区（不是swag！）。swap分区大概只有2G左右，专门用于与内存的资源交互，因为swap分区很小而且地址固定，所以相比于在1T的磁盘中查找资源，在2G的固定空间中查找显然快得多。
这个时候再想想，一个大游戏，动不动就50个G，但是一般的电脑都是16G的RAM，难道游戏运行的时候，就是将所有的50G全部加载到内存里吗？当然不是，只在需要的时候，加载一个场景里的东西，当切换场景的时候，就将前一场景的内存全部除去，将新场景的内存加载，因为场景之间的切换涉及到了内存和磁盘的资源交换，现在知道为什么会这么卡了吧
那么，挂起是什么？PCB在内存中，但是数据和代码在磁盘中的进程，就叫做挂起状态。
挂起和挂起暂停其实是一回事，只不过是存储的方式不同而已。
死亡
一个进程结束，返回信息交给父进程，从内存中消失，就叫做死亡状态。死亡是一瞬间的，并不像可碧一样世人会牢牢记住他伟大，一个进程甚至没有一个名字，一旦死亡，便无法被发现。
僵尸
但是，我说但是，牢大复活赛打赢了呢？
僵尸进程，就是当子进程的任务完成了，要返回了，写了张纸条给父进程，突然发现，父进程似了。
也不一定必须是父进程死亡。有可能父进程处于暂停状态，睡眠状态，或者单纯是父进程忘了写接收子进程消息的代码，反正最后会产生一个结果：子进程虽然结束，但是无法有效告知子进程现在的状态。子进程必须要等父进程拿到消息才可以安稳趋势，但是在父进程没有接收到消息之前，子进程会处于一种状态：
而在子进程运行完毕，到父进程拿到子进程结果的中间状态，就叫做僵尸状态。
僵尸进程是一种无法选中的状态。任何操作都无法杀掉一个僵尸进程，只有子进程把消息给父进程，僵尸进程才会自动转换为死亡进程，否则僵尸进程会一直停留在内存里，一直占用内存，某种意义上造成内存泄漏。
孤儿进程
父进程死亡了的进程，就叫做孤儿进程。
对僵尸进程来说，如果父进程只是睡着了，或者暂停了，那其实还好说。因为总有一个时候，父进程会醒过来，拿到子进程的状态，然后子进程安稳趋势。但是，如果父进程忘了写接收子进程消息的代码，那问题就大了：
父进程完全忘了自己还有个子进程，父进程运行完了，直接倒头趋势；这个时候子进程一看，父进程没了！子进程变成了孤儿进程，再也没有办法把消息交给父进程，子进程便一直处于孤儿状态，没有任何办法处理掉这个进程，这块内存就无法释放了。
所以，操作系统有专门处理孤儿进程的方法——转递抚养权。当父进程似了，子进程的抚养权就会交给父进程的父进程。但是，如果父进程的父进程也无法处理这个子进程的消息，就会再往上递，一直层层上递给能处理消息的父进程。并且，所有的进程，其最终的祖宗进程是操作系统，操作系统一定有处理僵尸进程的办法，也就保证了，任何孤儿进程的僵尸状态一定能保证被处理。
进程等待
那么，子进程的消息，父进程应该怎么处理呢？
两种方法：wait和waitpid
- wait便是简单粗暴，只要有子进程返回信息，就接收信息；
- 而waitpid，则是wait功能的扩展，所以我们重点来讲waitpid
status
参数中的status是进程退出状态。我们知道int的大小是4子节32byte，而传入指针是因为函数中要修改传图的status参数，像C++中传引用一样。其中32byte，并非都会用到，而只使用了低16byte
当进程正常终止的时候，就会用8-15byte，来表示退出的状态；当进程异常终止的时候，就会用0-7byte来表示终止的错误码。而我们获取status的含义，并不需要采用位操作手动分析，只需要调用两个系统函数：
bool WIFEXITED(int status); //若为正常终止子进程返回的状态，则为真。（查看进程是否是正常退出） int WEXITSTATUS(int status); //若WIFEXITED非零，提取子进程退出码。（查看进程的退出码）这些函数会自己进行位操作的分析，然后提取出有用的信息，以基本的类型表示出来。
options
options，是进程等待的状态。进程等待有两种状态——阻塞等待和非阻塞等待。
- 阻塞等待，就是在受到子进程的返回值之前，会一直停在代码的那一行，一直到接收到子进程的返回值再继续往后运行。
- 而非阻塞等待，便是在waitpid处看一眼，如果子进程返回了，就拿到结果；如果子进程没有返回，也不等他，接着往后运行。所以，非阻塞等待一般会搭配一个循环运行：
int pid=0,cnt=0; while(pid==0) { pid = waitpid(-1,nullptr,WNOHANG); //非阻塞等待，如果等到了子进程，就返回子进程的pid，否则返回0 cnt++; }就像你突然肚子疼，要跑去WC，发现所有坑位都满了。
如果这个时候你很急，你要一直等在原地，当哪个坑位出来了人，你直接冲进去，就叫做阻塞等待；
如果这个时候你没有那么急，WC太臭了，你决定先出去透透气，隔段时间回来看一次坑位，就叫作非阻塞等待。
进程退出
子进程一定是正常退出的吗？当然不是，进程可能在中间出现了某些问题，无法继续运行下去，提前退出了。但是，对于主函数退出很简单，只需要return 1便可以；对非主函数的退出，return可起不到效果：
void func(int i) { if(i==-1) return 1;//这里的return是返回值，并不会使程序终止 } int main() { func(-1); return 0;//无论i是否为-1，最终都会return 0; }那么，有没有办法，让程序可以在任意地方退出呢？当然有：
exit和_exit
在C语言，肯定看到过exit这个函数，来进行程序的退出，最终的返回值为exit中的参数。但是，Linux中，存在exit和_exit，都表示程序的退出，他们的区别是什么？
exit是C语言中的函数，而_exit是系统调用函数。只有在Linux中，_exit才会生效，而且是一种强制的退出。比如：
int main() { printf("hello world"); exit(0);//分别使用_exit()和exit() }我们会发现，使用exit()会输出结果，而使用_exit()并不会有任何输出。这是因为，exit()是对_exit()的封装，_exit()只是完成进程退出这一功能，而exit()除了要完成进程退出，还需要刷新缓冲区，执行析构函数等等操作，所以在使用exit()的时候，刷新了缓冲区，hello world才被输出了出来，而如果只使用_exit()，他只不过完成了退出这一操作，并没有刷新缓冲区，所以缓冲区的数据永远丢失了。换句话说：
void exit(int status) { _flash();//刷新缓冲区 _destroy();//析构 //... _exit(status);//最后调用_exit() }exit封装了许多系统调用。
而许多Linux系统调用与C语言的函数大多都是这样。对不同的系统，其系统调用都不同，用户不可能换一个系统便去学习该系统的调用。所以C语言，将所有类似的系统调用封装成一个函数，用户只需要去学习C语言，便可以用于所有的系统之中，减少了用户的学习成本，这也是C语言存在的意义——统一所有系统的操作。
