Linux下的进程环境

僵尸进程、孤儿进程、守护进程、进程组、会话、前台进程组、后台进程组

1，僵尸进程

子进程结束，父进程没有明确的答复操作系统内核：已收到子进程结束的消息。此时操作系统内核会一直保存该子进程的部分PCB信息，同时将进程的状态置为defunct--->僵尸进程

通过ps -ef | grep "xxx"找到僵尸进程的PID，通过kill -9 PID，也不能强制杀死；即僵尸进程是不能够被直接消除掉的

僵尸进程的危害：占用PCB资源（主要是PID资源），系统将会因为产生大量的僵尸进程，而没有可用的进程号来产生新进程，导致系统资源不足

僵尸进程的三种解决方案：

核心思想：父进程的知道子进程的结束，并且明确的回复操作系统，此时操作系统才能回收PCB资源，避免僵尸进程的产生

此时父进程需要处理子进程的结束，需要调用wait()、waitpid()函数族；wait()会等待子进程的结束，调用wait()的进程会阻塞，直到接收到子进程的消息才被唤醒；子进程结束时，会给父进程发送SIGCHLD(17)信号

(1)、wait()用的场合：只能在父子进程中，父进程等待子进程的结束，一直在阻塞，信号通知父进程，避免了子进程的僵尸状态

wait()方法只能在具有子进程的进程中使用，如果一个进程没有子进程，调用wait()方法会失败

wait()方法是用于处理子进程结束状态的，同时让父进程明确告知操作系统内核已经处理了子进程的结束，从而使得操作系统能够彻底回收子进程的PCB信息

(2)、：将僵尸进程的父进程exit()结束掉，此时僵尸进程被init进程接收；init进程会查看进程状态，发现是僵尸进程，就会通知操作系统将其回收

(3)、：写一个信号处理函数，signal(SIGCHLD,  函数指针)，在信号处理函数中调用wait()即可，此时父进程就会知道子进程结束，会明确的回复操作系统(就是当子进程结束时,信号处理函数接收到SIGCHLD信号时，方才调用wait()，此时父进程才阻塞)

以上的解决方案：

方案一：使父进程长时间的阻塞

方案二：使父进程必须的结束掉

方案三：即可解决父进程的阻塞，又可避免僵尸进程的产生

2，孤儿进程

当父进程退出，而它的一个或多个子进程还在运行，那么那些子进程将成为孤儿进程，由于进程不可能脱离进程树而独立存在，孤儿进程将被init进程(进程号为1)所收养，并由init进程对它们完成状态收集工作。孤儿进程被收养后进行正常的释放，没有危害

3，守护（精灵）进程

守护一个服务，长期驻留在内存中提供服务，不能够受制于终端；

如何让一个进程成为守护进程？

让一个进程脱离前台进程组关系，如下2步：i、创建一个新的会话；ii、构成孤儿进程

进程组：

在Linux下进程除了具有父子关系这样的组织关系以外，还具有分组的组织关系。任何一个进程都需要隶属于某个进程组

每一个进程组都拥有一个独立的进程组编号，可以通过getpgid()方法得到。

每一个进程组都拥有且只拥有一个组长进程。可以通过该组长管理其组内的其他进程的统一行为。（例如：组长进程若获取一个特殊的信号，该信号可以传递给组内所有进程）

进程组ID就是进程组组长的进程ID

进程组内的成员都是组长的子及子孙

创建：setpgid()

会话：

是进程组之间的某种关系，即每一个进程除了要归属于一个进程组以外，还需要归属于一个会话之中，会话的概念主要是从终端登陆到计算机之后得到的

当一个终端登录到计算机之后，为了方便将不同的终端隔离开，同时又能够充分合理的管理一个终端下产生的所有进程，因此而提出了会话的概念。换句不准确描述来说：会话就是用户登录之后从登录服务进程到shell进程所组成的集合

一个会话通常是由多个进程组组成的，分为两部分（前台进程组，后台进程组）。

会话具有一个会话首进程。操作系统通过会话的首进程来管理整个会话中的所有进程组。

创建会话：setsid()方法来创建一个新的会话，从而就会出现新的进程组

前台进程组：

前台进程组是和终端服务进程、bash进程捆绑在一起的，和终端直接相关。那么，终端的任何操作都会影响到所有的前台进程组

在shell交互环境中执行一个命令，就会产生一个新的进程来执行这个命令，不仅如此，还会产生一个新的进程组，该进程组的组长就是被执行命令而形成的新进程

前台进程组的最大问题就在于：由终端控制，终端只需要让进程组的组长停止，其组内的所有进程都会停止

后台进程组：

断开与终端的关系（并非输入、输出、错误输出关系），进程组关系，不再受制于终端而存在，这种进程与进程组被称之为后台的

后台进程存在的理由：需要常驻内存，提供一个服务

创建进程

(1)、创建进程：execv()和fork()

execv()：不能使得进程数目增加，只是将外存以进程方式加载一个可执行文件到内存；这就相当于”替换“之术

fork()：分身之术

pid = fork()

此时pid > 0，是父进程执行的代码段，但是此时的pid是子进程的PID

pid == 0，是子进程执行的代码段，表示创建子进程成功

pid < 0 创建进程失败，子进程返回-1，父进程返回错误编号

fork()得到的子进程和父进程的数据段、代码段、栈等数据内容是一样的

但是进程是高度独立的，所以其数据并没有共享；

每个进程所能进行的内存操作都是站在虚拟内存基础上的，一个进程在没有特殊手段的前提下，它只能看到自身，而看不到其他进程的存在！！！

因为虚拟内存的存在，进程以为自己所能访问的内存大小是：整个计算机的内存

进程的消亡：exit()

进程的消亡过程：进程通过调用exit告知操作系统内核其要结束。这是因为PCB的管理权是操作系统内核的，操作系统内核需要知道进程的结束，以便：(1)、告知该进程的父进程"你的子进程要结束了" (2)、回收PCB资源

(2)、fork()的优化

子进程并不需要父进程的所有数据，从父进程复制的数据都是无效的

优化：

i、当调用fork()产生子进程时，主要是将PCB先进行复制

ii、得到PCB之后，并为其分配了物理地址映射之后，并不会立即将父进程的内容复制给子进程

iii、而是进行了指向引用技术(子进程的代码段内容直接指向父进程的代码段)，子进程的数据段内容一开始也是指向引用，堆段也是如此

iiii、Copy On Write技术：如果子进程或父进程要修改数据段/堆段的内容，则立即将要修改的部分内存拷贝出一份，然后才可以修改；从而在逻辑上保证了进程的逻辑性和封闭性

经过如上4个步骤的调整，fork()之后不会消耗过大的CPU和内存资源

技术的实现关键：进程的虚拟地址与计算机的物理地址映射关系的管理

此时就不会因为fork()而产生巨大的浪费

转自：

https://mp.weixin.qq.com/s/37fvXePIIxZFnklV_t0g5Q

《unix高级环境编程》