本文转载自实验楼:多进程(一)
概述
进程的概念这里就不再过多的赘述了，市面上几乎关于计算机操作系统的书都有详细的描述。 在基本的概念里我们学习一下Linux进程状态：
R (TASK_RUNNING)，可执行状态。
只有在该状态的进程才可能在CPU上运行。而同一时刻可能有多个进程处于可执行状态，这些进程的task_struct结构（进程控制块）被放入对应CPU的可执行队列中（一个进程最多只能出现在一个CPU的可执行队列中）。进程调度器的任务就是从各个CPU的可执行队列中分别选择一个进程在该CPU上运行。
很多操作系统教科书将正在CPU上执行的进程定义为RUNNING状态、而将可执行但是尚未被调度执行的进程定义为READY状态，这两种状态在linux下统一为 TASK_RUNNING状态。
S (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中断的睡眠状态。
处于这个状态的进程因为等待某某事件的发生（比如等待socket连接、等待信号量），而被挂起。这些进程的task_struct结构被放入对应事件的等待队列中。当这些事件发生时（由外部中断触发、或由其他进程触发），对应的等待队列中的一个或多个进程将被唤醒。
通过ps命令我们会看到，一般情况下，进程列表中的绝大多数进程都处于TASK_INTERRUPTIBLE状态（除非机器的负载很高）。毕竟CPU就这么一两个，进程动辄几十上百个，如果不是绝大多数进程都在睡眠，CPU又怎么响应得过来。
D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中断的睡眠状态。
与TASK_INTERRUPTIBLE状态类似，进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的。不可中断，指的并不是CPU不响应外部硬件的中断，而是指进程不响应异步信号。 绝大多数情况下，进程处在睡眠状态时，总是应该能够响应异步信号的。否则你将惊奇的发现，kill -9竟然杀不死一个正在睡眠的进程了！于是我们也很好理解，为什么ps命令看到的进程几乎不会出现TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，而总是TASK_INTERRUPTIBLE状态。
而TASK_UNINTERRUPTIBLE状态存在的意义就在于，内核的某些处理流程是不能被打断的。如果响应异步信号，程序的执行流程中就会被插入一段用于处理异步信号的流程（这个插入的流程可能只存在于内核态，也可能延伸到用户态），于是原有的流程就被中断了。（参见《linux内核异步中断浅析》） 在进程对某些硬件进行操作时（比如进程调用read系统调用对某个设备文件进行读操作，而read系统调用最终执行到对应设备驱动的代码，并与对应的物理设备进行交互），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE状态对进程进行保护，以避免进程与设备交互的过程被打断，造成设备陷入不可控的状态。这种情况下的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态总是非常短暂的，通过ps命令基本上不可能捕捉到。
linux系统中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态。执行vfork系统调用后，父进程将进入TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，直到子进程调用exit或exec（参见《神奇的vfork》）。 通过下面的代码就能得到处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程：
$ ps -ax | grep a\.out
4371 pts/0 D+ 0:00 ./a.out
4372 pts/0 S+ 0:00 ./a.out
4374 pts/1 S+ 0:00 grep a.out
然后我们可以试验一下TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的威力。不管kill还是kill -9，这个TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的父进程依然屹立不倒。
T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暂停状态或跟踪状态。
向进程发送一个SIGSTOP信号，它就会因响应该信号而进入TASK_STOPPED状态（除非该进程本身处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态而不响应信号）。（SIGSTOP与SIGKILL信号一样，是非常强制的。不允许用户进程通过signal系列的系统调用重新设置对应的信号处理函数。） 向进程发送一个SIGCONT信号，可以让其从TASK_STOPPED状态恢复到TASK_RUNNING状态。
当进程正在被跟踪时，它处于TASK_TRACED这个特殊的状态。“正在被跟踪”指的是进程暂停下来，等待跟踪它的进程对它进行操作。比如在gdb中对被跟踪的进程下一个断点，进程在断点处停下来的时候就处于TASK_TRACED状态。而在其他时候，被跟踪的进程还是处于前面提到的那些状态。
对于进程本身来说，TASK_STOPPED和TASK_TRACED状态很类似，都是表示进程暂停下来。 而TASK_TRACED状态相当于在TASK_STOPPED之上多了一层保护，处于TASK_TRACED状态的进程不能响应SIGCONT信号而被唤醒。只能等到调试进程通过ptrace系统调用执行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通过ptrace系统调用的参数指定操作），或调试进程退出，被调试的进程才能恢复TASK_RUNNING状态。
Z (TASK_DEAD – EXIT_ZOMBIE)，退出状态，进程成为僵尸进程。
进程在退出的过程中，处于TASK_DEAD状态。
在这个退出过程中，进程占有的所有资源将被回收，除了task_struct结构（以及少数资源）以外。于是进程就只剩下task_struct这么个空壳，故称为僵尸。 之所以保留task_struct，是因为task_struct里面保存了进程的退出码、以及一些统计信息。而其父进程很可能会关心这些信息。比如在shell中，$?变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码往往被作为if语句的判断条件。 当然，内核也可以将这些信息保存在别的地方，而将task_struct结构释放掉，以节省一些空间。但是使用task_struct结构更为方便，因为在内核中已经建立了从pid到task_struct查找关系，还有进程间的父子关系。释放掉task_struct，则需要建立一些新的数据结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。
父进程可以通过wait系列的系统调用（如wait4、waitid）来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。然后wait系列的系统调用会顺便将子进程的尸体（task_struct）也释放掉。 子进程在退出的过程中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来“收尸”。这个信号默认是SIGCHLD，但是在通过clone系统调用创建子进程时，可以设置这个信号。
$ ps -ax | grep a.out10410 pts/0 S+ 0:00 ./a.out10411 pts/0 Z+ 0:00 [a.out]0413 pts/1 S+ 0:00 grep a.out
只要父进程不退出，这个僵尸状态的子进程就一直存在。那么如果父进程退出了呢，谁又来给子进程“收尸”？ 当进程退出的时候，会将它的所有子进程都托管给别的进程（使之成为别的进程的子进程）。托管给谁呢？可能是退出进程所在进程组的下一个进程（如果存在的话），或者是1号进程。所以每个进程、每时每刻都有父进程存在。除非它是1号进程。
1号进程，pid为1的进程，又称init进程。 linux系统启动后，第一个被创建的用户态进程就是init进程。它有两项使命： 1、执行系统初始化脚本，创建一系列的进程（它们都是init进程的子孙）； 2、在一个死循环中等待其子进程的退出事件，并调用waitid系统调用来完成“收尸”工作； init进程不会被暂停、也不会被杀死（这是由内核来保证的）。它在等待子进程退出的过程中处于TASK_INTERRUPTIBLE状态，“收尸”过程中则处于TASK_RUNNING状态。
X (TASK_DEAD – EXIT_DEAD)，退出状态，进程即将被销毁。
而进程在退出过程中也可能不会保留它的task_struct。比如这个进程是多线程程序中被detach过的进程（进程？线程？参见《linux线程浅析》）。或者父进程通过设置SIGCHLD信号的handler为SIG_IGN，显式的忽略了SIGCHLD信号。（这是posix的规定，尽管子进程的退出信号可以被设置为SIGCHLD以外的其他信号。） 此时，进程将被置于EXIT_DEAD退出状态，这意味着接下来的代码立即就会将该进程彻底释放。所以EXIT_DEAD状态是非常短暂的，几乎不可能通过ps命令捕捉到。
以上内容均摘自博文：http://blog.csdn.net/huzia/article/details/18946491
进程标识
获取进程标志号(pid)的API，主要有两个函数：getpid和getppid
需要包含的头文件：
- <sys/types.h>
- <unistd.h>
函数原型：pid_t getpid(void) 功能：获取当前进程ID 返回值：调用进程的进程ID
函数原型：pid_t getppid(void) 功能：获取父进程ID 返回值：调用进程的父进程ID
Linux 下 C 进程内存布局
1.C 进程内存布局说明
text：代码段。存放的是程序的全部代码（指令），来源于二进制可执行文件中的代码部分
initialized data（简称data段）和uninitialized data（简称bss段）组成了数据段。
其中data段存放的是已初始化全局变量和已初始化static局部变量，来源于二进制可执行文件中的数据部分；bss段存放的是未初始化全局变量和未初始化static局部变量，其内容不来源于二进制可执行文件中的数据部分（也就是说：二进制可执行文件中的数据部分没有未初始化全局变量和未初始化static局部变量）。根据C语言标准规定，他们的初始值必须为0，因此bss段存放的是全0。将bss段清0的工作是由系统在加载二进制文件后，开始执行程序前完成的，系统执行这个清0操作是由内核的一段代码完成的，这段代码就是即将介绍的exec系统调用。至于exec从内存什么地方开始清0以及要清0多少空间，则是由记录在二进制可执行文件中的信息决定的（即：二进制文件中记录了text、data、bss段的大小）
malloc是从heap（堆）中分配空间的。
stack（栈）存放的是动态局部变量。
当子函数被调用时，系统会从栈中分配空间给该子函数的动态局部变量（注意：此时栈向内存低地址延伸）；当子函数返回时，系统的栈会向内存高地址延伸，这相当于释放子函数的动态局部变量的内存空间。我们假设一下，main函数在调用子函数A后立即调用子函数B，那么子函数B的动态局部变量会覆盖原来子函数A的动态局部变量的存储空间，这就是子函数不能互相访问对方动态局部变量的根本物理原因。
内存的最高端存放的是命令行参数和环境变量，将命令行参数和环境变量放到指定位置这个操作是由OS的一段代码（exec系统调用）在加载二进制文件到内存后，开始运行程序前完成的。
Linux下C进程内存布局可以由下面的程序的运行结果来获得验证：
//memery.c
1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>
3
4 int global_init_val = 100;
5 int global_noninit_val;
6 extern char **environ;
7
8 int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
9 {
10 static int localstaticval = 10;
11 char *localval;
12 localval = malloc(10);
13 printf("address of text is : %p\n", main);
14 printf("address of data is : %p, %p\n", &global_init_val, &localstaticval);
15 printf("address of bss is : %p\n", &global_noninit_val);
16 printf("address of heap is : %p\n", localval);
17 printf("address of stack is : %p\n", &localval);
18 free(localval);
19
20 printf("&environ = %p, environ = %p\n", &envp, envp);
21 printf("&argv = %p, argv = %p\n", &argv, argv);
22 return 0;
23 }
运行结果，如下：
1 address of text is : 0x8048454
2 address of data is : 0x804a01c, 0x804a020
3 address of bss is : 0x804a02c
4 address of heap is : 0x96e1008
5 address of stack is : 0xbffca8bc
6 &environ = 0xbffca8d8, environ = 0xbffca97c
7 &argv = 0xbffca8d4, argv = 0xbffca974
运行结果分析： 运行结果的第1（2、3、4、5、6、7）行是由程序的第13（14、15、16、17、20、21）行打印的。 由运行结果的第1、2、3、4行可知，存放的是程序代码的text段位于进程地址空间的最低端；往上是存放已初始化全局变量和已初始化static局部变量的data段；往上是存放未初始化全局变量的bss段；往上是堆区（heap）。 由运行结果的第7、6、5行可知，命令行参数和环境变量存放在进程地址空间的最高端；往下是存放动态局部变量的栈区（stack）。
- 环境变量的获取与设置
坏境变量在内存中通常是一字符串环境变量名=环境变量值的形式存放。对坏境变量含义的急事依赖于具体的应用程序。我们的程序可能会调用Linux系统的环境变量，甚至修改环境变量，所以，Linux向我们提供了这种API。
需要包含的头文件：<stdlib.h>
函数原型： char * getenc(const char * name) 返回字符指针，该指针指向变量名为name的环境变量的值字符串。
int putenv(const char * str) 将“环境变量=环境变量值”形式的字符创增加到环境变量列表中；如果该环境变量已存在，则更新已有的值。
int setenv(const char * name, const char * value, int rewrite) 设置名字为name的环境变量的值为value；如果该环境变量已存在，且rewrite不为0，用新值替换旧值；rewrite为0，就不做任何事。
//env.c
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
{
char **ptr;
for (ptr = envp; *ptr != 0; ptr++) /* and all env strings */
printf ("%s\n", *ptr);
printf ("\n\n--------My environment variable-------\n\n");
printf ("USERNAME is %s\n", getenv("USERNAME"));
putenv ("USERNAME=shiyanlou");
printf ("USERNAME is %s\n", getenv("USERNAME"));
setenv ("USERNAME", "shiyanlou-2", 0);
printf ("USERNAME is %s\n", getenv("USERNAME"));
setenv ("USERNAME", "shiyanlou-2", 1);
printf ("USERNAME is %s\n", getenv("USERNAME"));
return 0;
}
进程控制 -- fork
1.fork 的机制与特性
父进程调用fork将会产生一个子进程。此时会有2个问题：
子进程的代码从哪里来？
子进程首次被OS调度时，执行的第1条代码是哪条代码？
子进程的代码是父进程代码的一个完全相同拷贝。事实上不仅仅是text段，子进程的全部进程空间（包括：text/data/bss/heap/stack/command line/environment variables）都是父进程空间的一个完全拷贝。 下一个问题是：谁为子进程分配了内存空间？谁拷贝了父进程空间的内容到子进程的内存空间？fork当仁不让！事实上，查看fork实现的源代码，由4部分工作组成：首先，为子进程分配内存空间；然后，将父进程空间的全部内容拷贝到分配给子进程的内存空间；然后在内核数据结构中创建并正确初始化子进程的PCB（包括2个重要信息：子进程pid，PC的值=善后代码的第1条指令地址）；最后是一段善后代码。 由于子进程的PCB已经产生，所以子进程已经出生，因此子进程就可以被OS调度到来运行。子进程首次被OS调度时，执行的第1条代码在fork内部，不过从应用程序的角度来看，子进程首次被OS调度时，执行的第1条代码是从fork返回。这就导致了fork被调用1次，却返回2次：父、子进程中各返回1次。对于应用程序员而言，最重要的是fork的2次返回值不一样，父进程返回值是子进程的pid，子进程的返回值是0。 至于子进程产生后，父、子进程谁先运行，取决于OS调度策略，应用程序员无法控制。 以上分析了fork的内部实现以及对应用程序的影响。如果应用程序员觉得难以理解的话，可以暂时抛开，只要记住3个结论即可：
fork函数被调用1次（在父进程中被调用），但返回2次（父、子进程中各返回一次）。两次返回的区别是子进程的返回值是0，而父进程的返回值则是子进程的进程ID。
父、子进程完全一样（代码、数据），子进程从fork内部开始执行；父、子进程从fork返回后，接着执行下一条语句。
一般来说，在fork之后是父进程先执行还是子进程先执行是不确定的，应用程序员无法控制。
2.fork 实例分析
//fork.c
1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>
3 #include <unistd.h>
4 #include <sys/types.h>
5
6 #define err_sys(info) \
7 { \
8 printf ("%s\n", info);\
9 exit(0); \
10 }
11
12 int glob = 6; /* external variable in initialized data */
13 char buf[ ] = "a write to stdout\n";
14
15 int main(void)
16 {
17 int var; /* automatic variable on the stack */
18 pid_t pid;
19 var = 88;
20
21 if ((write(STDOUT_FILENO, buf, sizeof(buf)-1) != sizeof(buf)-1))
22 err_sys("write error");
23
24 printf("before fork\n"); /* we don't flush stdout */
25
26 if ( (pid = fork()) < 0) {
27 err_sys("fork error");
28 } else if (pid == 0) { /* child */
29 glob++; /* modify variables */
30 var++;
31 } else {
32 sleep(2); /* parent */
33 }
34
35 printf("pid = %d, ppid = %d, glob = %d, var = %d\n", getpid(),getppid(), glob, var);
36 exit(0);
37 }
运行结果：
1 a write to stdout
2 before fork
3 pid = 9009, ppid = 9008, glob = 7, var = 89
4 pid = 9008, ppid = 8979, glob = 6, var = 88
运行结果分析： 结果的第1行是由父进程的21行打印； 结果的第2行是由父进程的24行打印； 由于父进程在24行睡眠了2秒，因此fork返回后，子进程先于父进程运行是大概率事件，所以子进程运行到25行打印出结果中的第3行。由于子进程会拷贝父进程的整个进程空间（这其中包括数据），因此当子进程26行从fork返回后，子进程中的glob=6，var=88（拷贝自父进程的数据）。此时子进程中pid=0，因此子进程会执行29、30行，当子进程到达35行时，将打印glob=7，var=89。
虽然，子进程改变了glob和var的值，但它仅仅是改变了子进程中的glob和var，而影响不了父进程中的glob和var。在子进程出生后，父、子进程的进程空间（代码、数据等）就是独立，互不干扰的。因此当父进程运行到35行，将会打印父进程中的glob和var的值，他们分别是6和88，这就是运行结果的第4行。
