📖 前言

在此之前，我们学过进程的概念，进程的状态，进程地址空间等一系列进程相关的问题。本章我们继续学习进程，我们要来学习一下进程的控制，关于进程等待，进程替换等问题。

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1. 再次理解fork()函数

1.1 fork()之后子进程代码和数据问题：

在此之前我们学过如何创建子进程【复习传送门】，我们之前讲的是，fork之后父子进程共享代码，在学完【进程地址空间】，之后我们知道进程具有独立性，所以进程之间为了做到互不影响，所以在创建子进程时候，一旦子进程要对父进程的数据进行修改时，就会发生写时拷贝。

• fork之前父进程独立执行，fork之后，父子两个执行流分别执行

• fork之前只有父进程执行
• fork之后父子进程代码共享

• 进程具有独立性，代码和数据必须独立的

• 因为代码只能读取，所以就不会有人写入，更不会发生写实拷贝
• 这就是父子进程代码共享的原因
• 通常父子代码共享，父子再不写入时，数据也是共享的
• 当任意一方试图写入，便以写时拷贝的方式各自一份副本

• 那么fork之后，是否只有fork之后的代码是被父子进程共享的？？

• 这种说法并不准确
• 一般情况下，fork之后，父子共享所有的代码！！
• fork之后本质上是父子将所有的代码全部都共享了，只不过子进程只能从这里(fork)开始执行。
• fork之后，父子进程谁先运行并不能给答案，是调度器给答案。

所以，fork之前父进程独立执行，fork之后，父子两个执行流分别执行。 注意，fork之后， 谁先执行完全由调度器决定。

子进程执行的后续代码 != 共享的所有代码只不过子进程只能从这里开始执行！！

为什么：？

• eip程序计数器会拷贝给子进程，子进程便从该eip所指向的代码处开始执行啦！
  
• eip叫做：保存当前正在执行指令的下一条指令（保存当前进程执行到什么位置）
• 也叫做：pc指针
• eip属于当前父进程的上下文，会被拷贝到子进程当中

fork之后的代码父子都会跑，但并不代表，之 前的代码子进程不能拿到。如果愿意是可以拿到的，怎么个愿意法呢?
将子进程的eip改成main函数的入口，子进程就从头开始执行了，这种情况是存在的。

总结：

• fork之后父子进程必须保证独立性，就必须保证代码和数据互相独立，数据以写时拷贝的方式互相独立，代码是共享的。

1.2 fork()之后操作系统做了什么：

• 进程调用fork,当控制转移到内核中的fork代码后，内核做：

• 分配新的内存块和内核数据结构给子进程
• 将父进程部分数据结构内容拷贝至子进程
• 添加子进程到系统进程列表当中
• fork返回，开始调度器调度

• 进程 = 内核的进程数据结构 + 进程的代码和数据

创建子进程的内核数据结构（struct task_struct + struct mm_struct + 页表) + 代码继承父进程，数据以写时拷贝的方式，来进行共享或者独立。

1.3 为什么要写时拷贝？？

创建子进程的时候，就把数据分开，不行吗？？

• 父进程的数据，子进程不一定全用，即便使用，也不一定全部写入（会有浪费空间的嫌疑）。
• 最理想的情况，只有会被父子修改的数据，进行分离拷贝。不需要修改的共享即可（但是从技术角度实现复杂）。
• • 如果我只把我用的数据拷贝一份，如果这个拷贝的数据我不写的话，那么这不还是浪费空间吗？
• • 就像char*p = "hello world"，只读的并不写入，此时就不需要两份。
• • 更重要的是这种技术很难实现，只有子进程的代码跑了才知道要用什么数据，要修改什么变量。
• 如果fork的时候，就无脑拷贝数据给子进程，会增加fork的成本（内存和时间）。

所以最终采用写时拷贝：

• 只会拷贝父子修改的，变相的，就是拷贝数据的最小成本。
• 拷贝的成本依旧存在。

写时拷贝是一种延迟拷贝的策略~~

写时拷贝（Copy-On-Write，简称COW）是一种延迟拷贝（Lazy Copy）技术。它在需要修改共享资源时，会先复制一份相应的资源副本，并且只有在修改时才会将原始资源复制一份，从而避免了不必要的复制和浪费。这种技术可以用于内存管理、文件系统等方面，可以提高系统的性能和资源利用率。由于写时拷贝只有在需要修改时才会进行复制，因此也被称为“延迟拷贝”技术。

最大的价值：

• 只有真正使用的时候，才给写实拷贝。

最大的意义：

• 需要时，但是不立马使用的空间，先不给该空间。
• 那么也就意味着该控件，可以先给别的需要用的地方。
• 变相的提高内存的使用率！！

写时拷贝本身就是有OS的内存管理模块完成的！

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2. 进程终止

2.1 main函数的返回值：

我们在学习C/C++的时候，main，是入口函数，而我们清一色return 0：

• return 0，给谁return？
• • 让父进程读取的，表征进程退出的信息。
• 为什么是return 0，其他值可以吗？

可以使其他返回值，进程代码跑完，结果是否正确：

• 0：sucessy
• 非零：失败()

main函数的代码，应该在实现对应逻辑的时候，对要完成的工作做判定，代码跑完结果正确才能返回0，否则返回非零值。

成功了话，知道成功就可以了，失败的话：

• 最想知道的是，失败的原因！
• 所以：非零标识不同的原因！
• return X，X进程退出码。

• echo内置命令， 让bash执行自己内部的函数：

我们把退出码设置成非零：

#include <stdio.h>int main()
{return 123;
}

在bash中，最近一次执行完毕时，对应进程的退出码！

系统中指令代码可没有无脑return 0，当我们随便输入一个指令的时候：

一般而言，失败的非零值我该如何设置呢？？以及默认表达的含义？

• 我们可以自定义
• 错误码退出码可以对应不同的错误原因，方便定位问题！

2.2 exit() 和 _exit()：

常见进程退出：

1. 代码跑完，结果正确。
2. 代码跑完，结果不正确。
3. 代码没跑完，程序异常了。

进程的结果鉴定是由退出码和退出信号共同决定。

终止的创建做法：

• 1.在main函数中return。为什么其他函数不行呢？？
• • 因为只有main函数return叫进程退出，其他地方叫函数返回。
• 2.在自己的代码任意地点中，调用exit() — 进程退出。
• • 带的参数就是退出码。

exit() 和 _exit()的区别：

• exit终止进程刷新缓冲区。
• exit直接中止进程，不会有任何刷新操作。

exit()：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>void func()
{printf("hehe");exit(111);
}int main()
{func();return 123;
}

缓冲区刷新了~

_exit()：

缓冲区没刷新~

exit调用了_exit：

2.3 关于终止，内核做了什么？？

• 进程 = 内核的进程数据结构 + 进程的代码和数据

首先进入Z状态，父进程会去等待它回收子进程的信息，读取退出时的一些信息，然后将进程设置成X状态，这时才真正的退出，释放内核结构，释放曾经进程加载到内存所对应的代码和数据。

• struct task_struct && struct mm_struct 都是数据结构，操作系统可能并不会释放该进程的内核数据结构。

Liunx可能会维护一张废弃的数据结构链表：

• 创建对象：1. 要开辟空间，2. 要初始化，当反复高频这种操作时候，将会大大影响效率。
• 内核的数据结构缓冲池，slab分派器（在操作系统里面）
• • 高频的操作，直接就不再对结构重新申请。
• • 直接将数据结构缓存起来，要就拿，不要就还回来。

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3. 进程等待

3.1 为什么要有进程等待：

• 之前讲过，子进程退出，父进程如果不管不顾，就可能造成僵尸进程的问题，进而造成内存泄漏。
• 另外，进程一旦变成僵尸状态，那就刀枪不入，“杀人不眨眼” 的kill -9也无能为力，因为谁也没有办法杀死一个已经死去的进程。
• 父进程通过进程等待的方式，回收子进程资源，获取子进程退出信息。

进程等待是必要的：

• 不是所有父进程都需要关心子进程。
• 一个进程应该获取子进程的退出状态。
• 进程的退出是有退出码的，要获取进程的退出状态

确实存在一些情况，父进程不等待子进程的情况，信号部分讲解…

3.2 wait()：

• 将进程由僵尸状态变为释放状态：

pid_t wait(int *status);

• status为输出型参数，获取子进程退出状态,不关心则可以设置成为NULL~~
• 等待成功时，返回进程的pid，等待失败则返回-1。

wait等待代码演示：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
#include <unistd.h>int main()
{pid_t id = fork();if(id == 0){//子进程创建成功while(1){printf("我是子进程, 我正在运行...Pid: %d\n", getpid());sleep(1);}}else{//父进程//想看到等待成功之后僵尸进程就不见了printf("我是父进程：pid:%d, 我准备电脑等待子进程啦\n", getpid());sleep(30);pid_t ret = wait(NULL);if(ret < 0){printf("等待失败！\n");}else {printf("等待成功: result: %d\n", ret);}//父进程等20后再退出sleep(20);}
}

看到三个状态：

1. 子进程由S状态变成Z状态
2. Z状态在打印完 “等待成功” 时候就没了
3. 等待的返回值就是子进程的pid

• 要在30s之内将子进程干掉，干掉之后未满30s的时候子进程处于僵尸状态~~
• 30s之后父进程一醒来就直接把子进程回收掉，就看到了Z状态没了（子进程被掉了）。
• wait之后子进程就相当于退出了。

写一个监控脚本：

while :; do ps axj | head -1 && ps axj |  grep test | grep -v grep ; echo "--------------------------------------------------------------------"; sleep 1; done

kill -9之后，子进程处于僵尸状态：

父进程醒来之后直接把僵尸状态的子进程回收掉了：

wait()的方案可以解决回收子进程Z状态，让子进程进入X。

3.3 waitpid()：

pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options);

返回值：

• 返回值大于0：等待子进程成功，返回值就是子进程的pid
• 返回值小于0：等待失败
• 当正常返回的时候waitpid返回收集到的子进程的进程ID
• 如果设置了选项WNOHANG，而调用中waitpid发现没有已退出的子进程可收集，则返回0
• 如果调用中出错，则返回-1，这时errno会被设置成相应的值以指示错误所在

pid：

• pid值大于0：是几就代表等待哪一个子进程， 指定等待
• pid值等于-1：等待任意进程

status：

• 这个参数，是一个输出型参数。
• 通过调用该函数，从函数内部拿出来特定的数据。
• WIFEXITED（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）
• WEXITSTATUS（status）：若WIFEXITED非零，提取子进程退出码。（查看进程的退出码）

wait/waitpid()是系统统调，通过输出型参数从从子进程的task_ struct中拿出子进程退出的退出码！

子进程会将自己的退出信息写入task_ struct~~

子进程一旦死掉，父进程直接把子进程退出码拷贝到自己（通过waitpid传进来的int* status参数，父进程就拿到了子进程的退出结果）

options：

• 0：阻塞等待
• WNOHANG：若pid指定的子进程没有结束，则waitpid()函数返回0，不予以等待。若正常结束，则返回该子进程的ID。（非阻塞等待）

3.4 获取子进程status：

• wait和waitpid，都有一个status参数，该参数是一个输出型参数，由操作系统填充。
• 如果传递NULL，表示不关心子进程的退出状态信息。
• 否则，操作系统会根据该参数，将子进程的退出信息反馈给父进程。

status不能简单的当作整形来看待，可以当作位图来看待，具体细节如下图（只研究status低16比特位）：

次低八位得到子进程的退出码，最低七位是终止信号。

3.5 阻塞等待

如果子进程还在运行，则父进程会被阻塞等待，直到子进程退出或被终止，才能继续执行下去。

阻塞等待，父进程等的时候，子进程压根没退出的，父进程只能阻塞式的等，只有等到子进程退出之后才能正式拿出来这里的int* status。

阻塞等待验证：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
#include <unistd.h>int main()
{pid_t id = fork();if(id == 0){//子进程创建成功while(1){printf("我是子进程, 我正在运行...Pid: %d\n", getpid());sleep(1);int* p = NULL;*p = 100;}}else{//父进程int status = 0;printf("我是父进程：pid:%d, 我准备电脑等待子进程啦\n", getpid());pid_t ret = waitpid(id, &status, 0);if(ret > 0){//status >> 8 并不影响status的值//status >>= 8 才影响status的值printf("wait success, ret : %d, 我所等待子进程的退出码: %d, 退出信号是: %d\n", ret, (status >> 8) & 0xFF, status & 0x7F);}}return 0;
}

我们只需要对status进行位操作，就能拿到对应的退出码和退出信号。

我们很显然做了一个对空指针的解引用：

我们能看到退出信号是11号信号，我们来看一下11号信号是什么：

SIGSEGV的全称是Segmentation Violation，即”段错误”。

用宏来获取退出码：

3.6 非阻塞等待

与阻塞等待不同的是，非阻塞等待不是子进程不退出就一直在那里等，而是多次调用非阻塞接口轮询检测！

非阻塞等待时，条件不满足会直接就返回，此时用户不会因为调用了waitpid () ，让自己阻塞住，一旦条件不满足该函数会立刻返回，父进程或者用户可以继续在返回之后空闲时间段内，做自己的事，做一会之后再去调用waitpid()，这种监测方式叫做非阻塞。

验证非阻塞等待：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>//非阻塞等待验证
int main()
{pid_t id = fork();if(id == 0){//子进程 //死循环跑不完，但是代码出现异常了，进程收到信号，信号终止了子进程，父进程就要知道while(1){printf("我是子进程，我的PID : %d, 我的PPID : %d\n", getpid(), getppid());sleep(3);}exit(111);}else if(id > 0){//父进程//基于非阻塞的轮询等待方案int status = 0;while(1){pid_t ret = waitpid(-1, &status, WNOHANG);if(ret > 0){   printf("等待成功, %d, exit sig: %d, exit code: %d\n", ret, status & 0x007F, (status & 0xFF00) >> 8);break;}else if(ret == 0){           //等待成功了，但是子进程没有退出 -- 函数调用成功了，只不过是在非阻塞状态printf("子进程好了没，还没，那么父进程就做其他事情...\n");sleep(1);}else {//出错了，暂时不处理}}}else {//do nothing         }return 0;
}

在非阻塞等待的时候，子进程还没退出，父进程虽然是在等子进程，但是不是卡住在那里等待，而是可以做其他的事情：

#include <iostream>
#include <vector>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>typedef void (*handler_t)();std::vector<handler_t> handlers;void func1()
{printf("hello, 我是方法1\n");
}void func2()
{printf("hello, 我是方法2\n");
}void func3()
{printf("hello, 我是方法3\n");
}void Load()
{//加载方法 -- 如果让父进程做更多的事情，把更多的方法加载进去就可以了handlers.push_back(func1);handlers.push_back(func2);handlers.push_back(func3);
}//C++方法集
int main()
{pid_t id = fork();if(id == 0){//子进程 //死循环跑不完，但是代码出现异常了，进程收到信号，信号终止了子进程，父进程就要知道while(1){printf("我是子进程，我的PID : %d, 我的PPID : %d\n", getpid(), getppid());sleep(3);}exit(111);}else if(id > 0){//父进程//基于非阻塞的轮询等待方案int status = 0;while(1){pid_t ret = waitpid(-1, &status, WNOHANG);if(ret > 0){   printf("等待成功, %d, exit sig: %d, exit code: %d\n", ret, status & 0x007F, (status & 0xFF00) >> 8);break;}else if(ret == 0){           //等待成功了，但是子进程没有退出 -- 函数调用成功了，只不过是在非阻塞状态printf("子进程好了没，还没，那么父进程就做其他事情...\n");if(handlers.empty()) Load();for(auto f : handlers){f(); //回调处理对应的任务 }sleep(1);}else {//出错了，暂时不处理}}}else {//do nothing         }return 0;
}

上述代码用了回调函数来实现调用方法。

补充：

• 阻塞的本质是进程阻塞，把进程阻塞是要改进程状态的，R -> S。
• 把进程的PCB从运行队列放到等待队列，这都是操作系统干的。
• waitpid0恰好是系统调用，内部的代码里面，就自动会有对进程的一系列操作。

当我们调用某些函数的时候，因为条件不就绪，需要我们阻塞等待，本质：就是当前进程自己变成阻塞状态，等条件就绪的时候，在被唤醒！

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4. makefile的新增知识点