Linux操作系统：操作系统与进程之fork、相关状态、僵尸进程
文章目录
- 操作系统
- 什么是操作系统
- 操作系统如何管理
- 系统调用和库函数概念
- 为什么需要操作系统
- 进程
- 进程的概念
- 如何管理进程
- 一、描述
- 二、PCB
- 三、task_struct
- 进程相关操作
- 一、查看进程
- 二、进程与父进程
- fork-进程创建
- fork函数的提出
- fork相关问题
- 进程状态
- 状态讲解
- 僵尸进程
- 何为僵尸进程
- 例子
- 系统建立僵尸进程的原因
- 孤儿进程
操作系统
什么是操作系统
操作系统（operation system，简称OS），简单来说就是一款纯正的“搞管理”的软件，不仅管理硬件，同时也管理软件
- 与硬件交互，管理所有的软硬件资源
- 为用户程序（应用程序）提供一个良好的执行环境
操作系统主要包括一下两个：
- 内核（进程管理，内存管理，文件管理，驱动管理）
- 其他程序（例如函数库，shell程序等等）
操作系统如何管理
我们将操作系统、驱动程序、底层硬件分别比作校长、辅导员、学生
- 一个人能否进行管理，关键在于它是否具有决策权，正如校长一样，它可以决定你的去留。校长只需通知辅导员（驱动程序），就可以让你跑路（决策），辅导员则听从命令，执行命令
- 当校长想要了解某个学生的情况时，自然可以让辅导员将学生的相关信息交予给你，这就是操作系统调用驱动程序来了解硬件的过程
- 学生（硬件）这么多，如何统一进行管理呢？答案就是，信息的导入，将学生的信息包装起来，通过这些信息来管理学生，辅导员（驱动程序）则执行校长的决定
经上述的描述操作系统是如何进行管理的呢？很简单，用“先描述，再组织”的思想，如何描述？那就是把想要管理的信息用结构体装起来，组织则是用数据结构将他们一一串起来。
系统调用和库函数概念
我们刚刚只关心了操作系统、驱动程序、底层硬件，那往上看还有system call和用户操作接口，这又是用来干什么的呢？
- 在开发角度，操作系统对外会表现为一个整体，但是会暴露自己的部分接口，供上层开发使用，这部分由操作系统提供的接口，叫做系统调用。
- 系统调用在使用上，功能比较基础，对用户的要求相对也比较高，所以，有心的开发者可以对部分系统调用进行适度封装，从而形成库，有了库，就很有利于更上层用户或者开发者进行二次开发。
简单的例子就是printf函数就是用户的二次开发，以此调用系统调用接口已完成相应的功能，为什么不直接使用系统调用接口呢？使用成本太大，使用过程需要了解更多相关知识。
为什么需要操作系统
在一套系统中，需要有管理者进行统筹。对上，给用户一个稳定高效的执行环境。对下，管理好软硬件资源，提供稳定的软硬件环境。
进程
先来看一个程序
1 #include <stdio.h>2 #include <unistd.h>3 #include <sys/types.h>4 int main()5 {6 while(1)7 {8 printf("hello world: %d %d\n", getpid(), getppid());9 sleep(1);10 11 }12 return 0;13 14 }
当使用make/makefile生成一个可执行程序，这个程序一开始是会存储在硬盘上，然后当我们使用它时./test.exe，就会把程序加载到内存中，所以开始运行后使用相关命令查找到这个进程。
进程的概念
进程说的难懂一点就是：可执行程序与管理进程所需要的数据结构的集合
通俗一点，像上述程序的一个执行实例，或者说正在执行的程序都叫做进程
我们可以通过/proc系统文件进行查看，或者使用ps aux | grep [目标进程]进行查看。
如何管理进程
一、描述
前文说过，操作系统主要有四大功能：内存管理，进程管理，文件管理和驱动管理。对于操作系统，只要是管理就遵从先描述，再组织的原则
每个进程的相关信息封装在一个struct中（因为Linux是由C/C++编写的），接着把这些结构体用我们学习的数据结构织起来，进行管理时只需遍历他们，然后修改相应的信息。
二、PCB
- 进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中，可以理解为进程属性的集合。
- 课本上称之为PCB（process control block），Linux操作系统下的PCB是: task_struct
三、task_struct
task_struct——是在Linux中描述进程的结构体，它是Linux内核的数据结构，会被装在到内存里面。
如下：
| 标识符 | 描述本进程的唯一标识符，类似于身份证 |
| 状态 | 任务状态，退出代码，退出信号 |
| 优先级 | 相对于其他进程的优先级 |
| 程序计数器 | 程序中即将被执行的下一条指令地址 |
| 内存指针 | 包括程序代码和进程相关数据的指针等 |
| 上下文数据 | 进程执行时处理器的寄存器中的数据 |
| I/O状态信息 | 包括显示的输入输出请求等 |
进程相关操作
一、查看进程
/proc，Linux系统中所有的进程会被镜像在此。ps aux | grep [进程名] && ps aux | head -1，将所需要查看的进程内容以及相关目录调出来ps axj查看父子进程关系
二、进程与父进程
1 #include <stdio.h>2 #include <unistd.h>3 #include <sys/types.h>4 int main()5 {6 while(1)7 {8 printf("hello world: %d %d\n", getpid(), getppid());9 sleep(1);10 11 }12 return 0;13 14 }- 使用getpid()获取进程标识符
- 使用getppid()获取父进程标识符
将19681调出来可得到
这里的-bash叫做命令行解释器，所有命令都是由它创建的，那么自然而然它的PID就不会变化。前面的程序的执行也是依靠它的，命令行解释器要是挂了，系统也就完了。
其实这里的命令行解释器也不是其本体，因为命令行解释器特别重要，所以命令行解释器只需创建它的子进程，让这个子进程代替自己完成任务，即便子进程挂了，也不会影响其自身。当然不是所有的操作都能有子进程完成，有些特殊操作还需要本体亲自出马
fork-进程创建
fork函数的提出
- 在fork函数执行后，如果成功创建新进程就会出现两个进程，一个是子进程，一个是父进程
- fork有两个返回值
- 父子进程代码共享，数据各自开辟空间，私有一份（采用写时拷贝）
事例如下：
1 #include <stdio.h>2 #include <sys/types.h>3 #include <unistd.h>4 5 int main()6 {7 printf("output once\n");8 int ret=fork();9 10 printf("output twice : pid: %d, ppid: %d, ret = %d\n", getpid(), getppid(), ret); 11 sleep(1);12 return 0;13 14 }运行结果：
可以发现fork（）函数调用之后，多了一个子进程5137，且由父进程5136所创建。
接下来我们将具体fork函数展示出来（官方手册 man fork）
- 两个返回值
- 在父进程中，fork返回新创建子进程的ID
- 在子进程中，fork返回0
- 未能创建，fork返回负值
根据上述信息，我们将其代码编写出来，用fork函数的返回值来进行分流
1 #include <stdio.h>2 #include <sys/types.h>3 #include <unistd.h>4 5 int main()6 {7 pid_t ret = fork();//其返回值是pid类型的8 if(ret > 0)//父进程返回的是子进程ID9 {10 while(1){11 printf("I am an parent! pid : %d\n", getpid());12 sleep(1);13 }14 }15 else if(ret == 0){//子进程fork返回值是016 while(1){17 printf("I am a child! pid : %d, ppid : %d\n", getpid(), getppid());18 sleep(1); 19 }20 }21 else{22 printf("fork error\n");23 }24 25 return 0;26 }展示效果如下：
同时再使用之前的命令查看这个进程，发现也是两个进程
我们已知c语言，if-else执行时每次只能执行一路，怎么可能同时执行多路，同时每个if语句块内都有死循环，一个循环未结束，又怎么可能去执行其他语句呢？
解释：
在Linux中，进程创建会形成链表，父进程创建子进程，那么父进程的进程指针会指向子进程ID。
所以这两个进程是同时运行的
fork相关问题
如何理解进程创建？
前面说过，操作系统在进行管理时，必然遵循“先描述，再组织”的原则，所以在进行进程管理时。首先会创建相应的task_struct，写入有关信息，然后和你编写好的代码共同组成进程
fork拥有两个返回值的原因
根据上面的描述，可以大致描述fork函数的执行逻辑如下
pid_t fork()
{//先描述，再组织，所以首先为子进程创建结构体struct task_struct* p=malloc(struct task_struct);//以下逻辑就是写入属性信息p->XX=father->XX;....p->status=run;p->id=xxxx;//到这里之前，子进程创建完毕return p->id;}进程数据=代码+数据，代码是共享的，但是数据子进程会从父进程那儿拷贝一份（写时拷贝），在进行return 语句时，子进程已完成拷贝，于是两个进程共同return，但是数据不同导致返回值有所差异。
进程数据=代码+数据，代码是共享的，
**这两个进程都是独立的，存在于不同地址中，不是公用的。**也就是说明一个问题，分流的两条支路独立，互不干扰。
为什么返回值不一样
指向不一样，父进程指向子进程，所以返回的是子进程的id，但是子进程并没有它的子进程，所以返回0。
就好比，一个孩子肯定知道它只有一个爹，而一个爹可能有多个孩子，所以子进程在标识父进程时就不要做那么多的区分，但是父进程可能有多个子进程，它与它在区分不同的子进程时必须要使用PID。
为什么数据私有，代码却公有
- 代码是逻辑，一般不可修改
- 数据可读可写，方便讲两个进程独立开
- 如果数据不私有，后果就是同一份数据在父子进程之间改来改去引起混乱
进程状态
进程状态反映进程执行过程的变化。这些状态随着进程的执行和外界条件的变化而转换
Linux源代码中定义进程状态如下
* The task state array is a strange "bitmap" of
* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and
* you can test for combinations of others with
* simple bit tests.
*/
static const char * const task_state_array[] = {"R (running)", /* 0 */ -运行或将要运行
"S (sleeping)", /* 1 */ -进程在等待事件完成
"D (disk sleep)", /* 2 */-此状态进程通常等待IO结束
"T (stopped)", /* 4 */ -停止状态
"t (tracing stop)", /* 8 */ -追踪中
"X (dead)", /* 16 */ -死亡状态
"Z (zombie)", /* 32 */ -僵尸进程
};状态讲解
R(running)
先看死循环程序
1 #include <stdio.h>2 3 int main()4 {5 while(1){6 printf(".");7 8 }9 return 0; 10 }运行结果：
问题的抛出：
循环在不断打印，为什么进程状态是S呢。（即为S(sleeping)-睡眠状态）
其实刚才的这样的操作属于I/O操作，字符被不断打印在屏幕上，外设的速度是远低于CPU的，所以CPU早都处理完了，但是屏幕上的还没有打印完，所以这里显示的是S。
1 #include <stdio.h>2 3 int main()4 {5 while(1){6 //printf(".");7 8 }9 return 0; 10 }在这里插入图片描述
当去掉打印函数后，程序运行就不需要再打印再屏幕上，处理速度大大提升，这样结果就会有所不同，即变成R+状态。
结论：运行状态并不意味着进程一定在运行当中，它表明进程要么是在运行，要么在运行队列里，等待CPU调度
- 关于
S+，R+，其中的‘+’表示该进程是一个前台进程，可以使用ctrl+C终止。在运行程序时，加上取地址符&，比如./test &，能使进程到后台运行，后天运行的进程无法使用ctrl+C终止，必须使用命令kill -9 【进程pid】来终止
S(sleeping)-睡眠状态
睡眠状态意味着进程在等待事件完成，处于等待队列或阻塞队列中。上面的死循环的例子就是典型的睡眠状态。睡眠状态可以被立即唤醒
D(Disk sleep)-磁盘休眠状态
磁盘休眠状态和睡眠状态有点像，区别就是睡眠状态可被中断，也就是立即唤醒，但磁盘休眠状态不可被中断，在这个状态的进程通常会等待I/O结束。
磁盘休眠状态又可以叫做深度睡眠状态
与S状态不同的是，D状态可以防止进程再等待磁盘数据是被杀死，为什么会被杀死，一是内存空间不足，二是因为磁盘搜寻速度太慢，当内存中的进程需要访问磁盘数据时，磁盘就立马去寻找，由于时间较慢，所以进程就会进入等待状态，如果进程是睡眠状态，而此时假如内存又不足了，CPU就需要终止某些进程以保证系统的稳定性，此时此进程就有可能会被误删，这样等磁盘拿到数据时，进程早已挂掉，因此会引发一定的问题。
T(stopped)-停止
man kill查看相关kill命令的选项，我们使用命令kill -l，查看信号（前31为普通信号，剩余部分为实时信号）- 我们使用18 19两个选项，分别对应R状态与T状态
进程状态路线图
僵尸进程
何为僵尸进程
简单点来说：僵尸进程就是子进程已经退出了，父进程还在运行当中，父进程没有读取到子进程的状态，子进程就会进入僵尸状态
例子
1 #include <stdio.h>2 #include <sys/types.h>3 #include <unistd.h>4 5 int main()6 {7 pid_t ret = fork();//其返回值是pid类型的8 if(ret > 0)//父进程返回的是子进程ID9 {10 while(1){11 printf("I am an parent! pid : %d\n", getpid());12 sleep(1);13 }14 }15 else if(ret == 0){//子进程fork返回值是016 int count = 0;17 18 while(count < 5){ 19 printf("I am a child! pid : %d, ppid : %d\n", getpid(), getppid());20 sleep(1); 21 count++; 22 } 23 } 24 else{ 25 printf("fork error\n"); 26 } 27 28 return 0; 29 } 可以发现，在5秒后，子进程已经退出，父进程仍在运行
当子进程先退出，父进程还在运行，由于读取不到子进程的退出状态，所以子进程会变为僵尸状态。为了方便演示，使用下面的脚本，来每1s监控进程
while :; do ps axj | head -1 && ps axj | grep test | grep -v grep;sleep 1;echo "###########";done
父进程还是在运行，此时子进程变为Z，也就是僵尸状态
系统建立僵尸进程的原因
其实道理也很简单，子进程是由父进程创建的，父进程之所以要创建子进程，其目的就是要给子进程分配任务，那么在这个过程中，子进程平白无故的没了，而父进程却不知道子进程到底把自己交给它的任务完成的怎么样，成功了还好，失败的话就能再交代一个进程去操作。
所以进程结束时一定要给父进程返回一个状态，父进程一直不读取这个状态的话，那么子进程就会一直卡在僵尸状态，其中像代码这些资源已经被释放，但是这个进程却没有真正退出，因为PCB还在维护它，直到父进程读取到它的状态，才能进入死亡状态
- 进程控制块中，一个进程退出后，还有一个退出码返回给父进程，如下是Linux内核中关于这部分的定义
在Linux中一行命令就是一个进程，那么这个命令的父进程是bash，那么命令在结束的一瞬间也会给bash返回一个状态码，bash作为父进程，就是依靠这个返回码来判断命令是否正常结束，如果状态码为某一个值即可判定为没有这样的命令。
在Linux中可以用echo $?来查看上一个输入命令的状态返回码，命令正确返回0，否则返回非0
孤儿进程
孤儿进程就是父进程没了，子进程还在。那么根据上面的僵尸进程，子进程在退出后由于没有父进程来读取它的状态，所以会一直卡在僵尸状态，那么这样就会存在一个问题，它的内存资源谁来回收，通俗点将就会造成
内存泄漏
事例：父进程先挂
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{// printf("还没执行fork函数时的本进程为：%d\n",getpid());pid_t ret=fork();//其返回值类型是pid_t型的sleep(1);if(ret>0)//父进程返回的是子进程ID{int cout=0;while(cout<10){printf("----------------------------------------------------\n");printf("父进程运行了%d秒\n",cout+=1);sleep(1);}exit(0);//让父进程挂了}else if(ret==0)//子进程fork返回是0{int count=0;while(1){printf("子进程已经运行了%d秒\n",count+=1);sleep(1);}}elseprintf("进程创建失败\n");sleep(1);return 0;
}
ctrl+C此时结束的是父进程，但是父进程早已结束，子进程像孤儿一样四处游荡
用kill命令能够清除
那么问题来了，这个进程难道一直要占用资源吗，其实操作系统在设计的时候就考虑到了这一步。所以一旦父进程先挂了，那么这个子进程就会被1号进程领养（systemd）
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