apue学习第十三天——进程控制2

昨天刚把fork的大致使用情况说清楚对吧？关键就在于“调用一次，返回两次”，其它的都是浮云啦。在最后我们也注意到，当父进程结束并退出返回到shell时，child process被init process“收养”了，那我们就先看看几个special processes吧：

• swapper: ID = 0；scheduler process, no program on disk correspond to this process, which is part of the kernel and is known as a system process.
• init process: ID = 1；init process, be invoked by the kernel at the end of the bootstrap procedure. This process is responsible for bringing up a UNIX system after the kernel has been bootstrapped. 总之，这个进程就是在引导程序结束之后将系统初始化到某个状态嘛（比如说多用户）。但是，请注意，他是一个normal user process，可以以superuser权限运行，但真的不是一个system process啊！
• pagedaemon: ID = 2；页守护进程，负责virtual memory system的分页。

那么，special process看完了，我们来看图8-1的程序。这里代码我就不贴出来啦，因为8-1的代码也没有太多要说的，主要注意的就是下面两条：

(1) write(STDOUT_FILENO, buf, sizeof(buf)-1) != sizeof(buf)-1; 其中如果 char buf[] = "abc\n"; 这里为什么要sizeof(buf) - 1呢？？？听清楚了，sizeof和strlen的区别就在这里：

sizeof是key word，那么它当然是在编译时就计算好缓冲区的长度啦！strlen是function，那么它当然要执行一次函数调用。我们看buf的存储格式，每个string最后都要跟一个 '\0'，也就是terminating null byte。sizeof计算出的长度包含null而strlen不包含，所以sizeof(buf) = 5, strlen(buf) = 4.

(2) 还记得从前那句话吗？“如果标准输出被连接到终端设备，则它是line buffer；否则是all buffer”。我们来看下面简化版代码：

{
    ...
    printf("before fork.\n");

    fork();
    ...
}

那么结果很令人诧异：$./a.out则输出一遍“before fork.”,$./a.out > temp.out结果输出两遍"before fork." "before fork."很神奇吧？！我们来看看为什么：在前一种情况下，由于是line bufer，所以遇到'\n'之后，buffer被flush清空，输出；而后一种情况重定向到文件，是all buffer，printf之后并不立即输出，而是放在了buffer中，当fork时，复制了相同的一份数据数据空间给子进程，所以父子buffer中同时拥有这句话，当最后buffer被flush的时候，当然父子进程各输出一次"before fork."啦！

到现在为止，进程的创建我们了解的差不多了，那它的退出呢？

先看一个概念：Zombie~~~僵尸！！！no，it is 僵死进程！kernel为每个死了的进程保留一些信息，如果这些进程不被善后那当然会一直占着资源，这些就是zombie啦。以后会介绍避免zombie的方法。

前面我们说了进程的5种normal termination和3种abnormal termination，但不管以什么状态退出，最后kernel都会执行相同的一段code，即关闭所有打开的file descriptors，free used memory。那么，如果想得到进程的 exit 或 termination status 可以吗？

（在最后调用_exit函数时，kernel将退出状态转换成终止状态：正常退出时，产生exit status并最终转化；异常退出时，产生termination status）

当然可以！用wait或者waitpid function。

#include <sys/wait.h>

pid_t wait(int *statloc);
pid_t waitpid(pid_t pid, int *statloc, int options);
        /*Both return: process ID if OK, 0 or −1 on error*/

当一个进程正常终止时，kernel向父进程发一个SIGCHLD信号（可以在父进程运行的任何时候发，所以是个异步信号）。父进程可以处理它也可以忽略它。等等，等等。这当然不是现在说的重点，我们现在只关注，调用wait或waitpid会发生什么。（还是简单的说吧，用到再查嘛！）

（1）wait：不管一个进程有几个子进程，父进程执行wait的时候就一直在那里等，不管哪个子进程终止，wait就返回其ID；

（2）waitpid：通过设置pid参数，可以等待任一子进程(-1)，或者等待指定子进程(>0)，或者等待group ID的相关进程(不多说了)等。

下面看进程的竞争Race conditions。

到底什么情况下叫发生了race condition呢？竞争，肯定是多个进程都要争用同一个东西，这同一个东西当然就是共享数据啦；而他们到底哪一个先使用它呢？使用它的顺序当然就是进程运行的顺序，这个就是进程之间的race condition嘛！很简单吧~为了避免竞争，UNIX用IPC机制啦，这个我们后边会讲到，这里只是了解一下竞争的概念。

最后一个大头放在这里，file sharing！！！

如果一个进程有若干个打开的文件，当它fork之后，会发生什么事情呢？来，看图吧！

看~它们共享file table（因为子进程实现了父进程的copy嘛）。当然，我们下意识的会问，如果同时读写文件会怎么办？由于它们共享同一current file offset，很有可能会写乱啊！当然，这种情况是可能发生的。但一般我们会把父子进程分开处理不同的任务，那么它们各自关闭自己不需要的file descriptor，互不干扰。

fork会不会失败啊？当然啦！一般来说，使fork失败的原因有两个：

（1）系统中的进程数太多了，某方面出了问题；（2）real user ID进程拥有的子进程数量超过了限制(CHILD_MAX)。

还记得close_on_exec标志吗？是的，FD_CLOEXEC，我们简单说明一下（看这里：http://blog.csdn.net/chrisniu1984/article/details/7050663）。

通常使用的COW(copy on write)前面我们已经提到过，上面那张图说了fork之后父子进程指向同样的file tables。我们知道通常情况下，子进程会执行一段崭新的程序而替换掉原来父进程的数据空间，此时父进程打开的那些file descriptors便已经不需要了。如果我们想在子进程运行的时候关闭它们，手动一个个关闭当然很麻烦。所以，系统提供了一个colse_on_exec：即，当子进程在运行exec时，被设置了此位的fd统统关闭~nice！

晚上打球，明天再写~