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由fork创建的新进程被称为子进程（child process）。


该函数被调用一次，但返回两次。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新进程（子进程）的进程 id。将子进程id返回给父进程的理由是：因为一个进程的子进程可以多于一个，没有一个函数使一个进程可以获得其所有子进程的进程id


。对子进程来说，之所以fork返回0给它，是因为它随时可以调用


getpid()来获取自己的pid；也可以调用getppid()来获取父进程的id


。(进程id 0总是由交换进程使用，所以一个子进程的进程id不可能为0 )。

fork之后，


操作系统会复制一个与父进程完全相同的子进程，虽说是父子关系，但是在操作系统看来，他们更像兄弟关系，这2个进程共享代码空间，但是数据空间是互相独立的，子进程数据空间中的内容是父进程的完整拷贝，指令指针也完全相同，子进程拥有父进程当前运行到的位置


（两进程的程序计数器pc值相同，也就是说，子进程是从fork返回处开始执行的），但有一点不同，如果fork成功，子进程中fork的返回值是0，父进程中fork的返回值是子进程的进程号，如果fork不成功，父进程会返回错误。

可以这样想象，2个进程一直同时运行，而且步调一致，在fork之后，他们分别作不同的工作，也就是分岔了。这也是fork为什么叫fork的原因

至于那一个最先运行，可能与操作系统（调度算法）有关，而且这个问题在实际应用中并不重要，如果需要父子进程协同，可以通过原语的办法解决。

二、fork出的子进程和父进程的继承关系

fork出来的子进程，基本上除了进程号之外父进程的所有东西都有一份拷贝，基本就意味着不是全部，下面我们要说的是子进程从父进程那里继承了什么东西，什么东西没有继承。还有一点需要注意，子进程得到的只是父进程的拷贝，而不是父进程资源的本身。

由子进程自父进程继承到：


1.进程的资格(真实(real)/有效(effective)/已保存(saved)用户号(UIDs)和组号(GIDs))

2.环境(environment)

3.堆栈

4.内存

5.打开文件的描述符(注意对应的文件的位置由父子进程共享，这会引起含糊情况)

6.执行时关闭(close-on-exec) 标志 (译者注：close-on-exec标志可通过fnctl()对文件描述符设置，POSIX.1要求所有目录流都必须在exec函数调用时关闭。更详细说明，参见《UNIX环境高级编程》 W. R. Stevens, 1993, 尤晋元等译(以下简称《高级编程》), 3.13节和8.9节)

7.信号(signal)控制设定

8.nice值 (译者注：nice值由nice函数设定，该值表示进程的优先级，数值越小，优先级越高)

进程调度类别(scheduler class)(译者注：进程调度类别指进程在系统中被调度时所属的类别，不同类别有不同优先级，根据进程调度类别和nice值，进程调度程序可计算出每个进程的全局优先级(Global process prority)，优先级高的进程优先执行)

8.进程组号

9.对话期ID(Session ID) (译者注：译文取自《高级编程》，指：进程所属的对话期(session)ID， 一个对话期包括一个或多个进程组， 更详细说明参见《高级编程》9.5节)

10.当前工作目录

11.根目录 (译者注：根目录不一定是“/”，它可由chroot函数改变)

12.文件方式创建屏蔽字(file mode creation mask (umask))(译者注：译文取自《高级编程》，指：创建新文件的缺省屏蔽字)

13.资源限制

14.控制终端

子进程所独有：

进程号

1.不同的父进程号(译者注：即子进程的父进程号与父进程的父进程号不同， 父进程号可由getppid函数得到)

2.自己的文件描述符和目录流的拷贝(译者注：目录流由opendir函数创建，因其为顺序读取，顾称“目录流”)

3.子进程不继承父进程的进程，正文(text)， 数据和其它锁定内存(memory locks)(译者注：锁定内存指被锁定的虚拟内存页，锁定后，4.不允许内核将其在必要时换出(page out)，详细说明参见《The GNU C Library Reference Manual》 2.2版， 1999, 3.4.2节)

5.在tms结构中的系统时间(译者注：tms结构可由times函数获得，它保存四个数据用于记录进程使用中央处理器 (CPU：Central Processing Unit)的时间，包括：用户时间，系统时间， 用户各子进程合计时间，系统各子进程合计时间)

6.资源使用(resource utilizations)设定为0

8.阻塞信号集初始化为空集(译者注：原文此处不明确，译文根据fork函数手册页稍做修改)

9.不继承由timer_create函数创建的计时器

10.不继承异步输入和输出

在fork()/execve()过程中，假如子进程完结时父进程仍存在，而父进程fork()之前既没安装SIGCHLD信号处理函数调用waitpid()期待子进程完结，又没有显式疏忽该信号，则子进程成为僵尸进程，无法正常完结，此时即便是root身份kill-9也不能杀死僵尸进程。弥补方法是杀死僵尸进程的父进程(僵尸进程的父进程必定存在)，僵尸进程成为”孤儿进程”，过继给1号进程init，init始终会担任清算僵尸进程。

僵尸进程是指的父进程已经退出,而该进程dead之后没有进程接收,就成为僵尸进程.(zombie)进程

怎么发生僵尸进程的：

一个进程在调用exit命令完结自己的性命的时分，其实它并没有真正的被烧毁，而是留下一个称为僵尸进程（Zombie）的数据结构（体系调用exit，它的作用是使进程退出，但也仅仅限于将一个正常的进程变成一个僵尸进程，并不能将其完整烧毁）。在Linux进程的状况中，僵尸进程

是十分特别的一种，它已经废弃了简直一切内存空间，没有任何可履行代码，也不能被调度，仅仅在进程列表中保存一个地位，记录该进程的退

出状况等信息供其余进程搜集，除此之外，僵尸进程不再占有任何内存空间。它须要它的父进程来为它收尸，假如他的父进程没安装SIGCHLD信

号处理函数调用wait或waitpid()期待子进程完结，又没有显式疏忽该信号，那么它就始终维持僵尸状况，假如这时父进程完结了，那么init进程主动

会接手这个子进程，为它收尸，它还是能被清除的。然而假如假如父进程是一个循环，不会完结，那么子进程就会始终维持僵尸状况，这就是为什么体系中有时会有很多的僵尸进程。

Linux体系对运行的进程数量有限制，假如发生过多的僵尸进程占用了可用的进程号，将会招致新的进程无法生成。这就是僵尸进程对体系的最大伤害。

僵尸进程实例：

/*—–zombie1.c—–*/

#include “sys/types.h”

#include “sys/wait.h”

#include “stdio.h”

#include “unistd.h”

int main(int argc, char* argv[])

{

while(1)

{

pid_t chi = fork();

if(chi == 0)

{

execl(“/bin/bash”,”bash”,”-c”,”ls”,NULL);

}

sleep(2);

}

会不停地发生僵死进程ls；

/*—–zombie2.c—–*/

#include <stdio.h>

#include<sys/types.h>

main()

{

if(!fork())

{

printf(“child pid=%d\n”, getpid());

exit(0);

}

/*wait();*/

/*waitpid(-1,NULL,0);*/

sleep(60);

printf(“parent pid=%d \n”, getpid());

exit(0);

}

60s内会始终发生僵尸进程，晓得父进程exit(0);

假如在调用wait/waitpid来为子进程收尸，就不会发生僵尸进程了。

PS：运行例子，先gcc zombie1.c -o zombie编译，而后运行zombie；

而后可以可用ps -ef来检查能否发生了僵尸进程。

怎么检查僵尸进程：

应用命令ps，可以看到有标记为Z的进程就是僵尸进程。

怎么来清除僵尸进程：

1.改写父进程，在子进程死后要为它收尸。具体做法是接收SIGCHLD信号。子进程死后，会发送SIGCHLD信号给父进程，父进程收到此信号后，履行 waitpid()函数为子进程收尸。这是基于这样的原理：就算父进程没有调用wait，内核也会向它发送SIGCHLD音讯，只管对的默许处理是疏忽，假如想响应这个音讯，可以设置一个处理函数。

2.把父进程杀掉。父进程死后，僵尸进程成为”孤儿进程”，过继给1号进程init，init始终会担任清算僵尸进程．它发生的一切僵尸进程也跟着消逝。

在Linux中可以用

ps auwx

发现僵尸进程

a all w/ tty, including other users 一切窗口和终端，包含其余用户的进程

u user-oriented 面向用户(用户友爱)

-w,w wide output 宽格式输入

x processes w/o controlling ttys

在僵尸进程后面 会标注

ps axf

看进程树，以树形方法现实进程列表

ps axm

会把线程列出来,在linux下进程和线程是对立的，是轻量级进程的两种方法。

ps axu

显示进程的具体状况

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killall

kill -15

kill -9

个别都不能杀掉 defunct进程

用了kill -15,kill -9以后 之后反而会多出更多的僵尸进程

kill -kill pid

fuser -k pid

可以斟酌杀死他的parent process，

kill -9 他的parent process

=========================================== 一个已经终止,然而其父进程尚未对其进行善后处理（获取终止子进程的有关信息、开释它仍占用的资源）的进程被称为僵死进程(Zombie Process)。

避免zombie的方法：

1)在SVR4中，假如调用signal或sigset将SIGCHLD的配置设置为疏忽,则不会发生僵死子进程。另外,运用SVR4版的 sigaction,则可设置SA_NOCLDWAIT标记以避免子进程僵死。

Linux中也可运用这个，在一个程序的开始调用这个函数

signal(SIGCHLD,SIG_IGN);

2)调用fork两次。程序8 – 5 完成了这一点。

3)用waitpid期待子进程返回.

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zombie进程是僵死进程。避免它的方法，一是用wait,waitpid之类的函数取得

进程的终止状况，以开释资源。另一个是fork两次

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defunct进程只是在process table里还有一个记录，其余的资源没有占用，除非你的体系的process个数的限制已经快超越了，zombie进程不会有更多的害处。

可以惟一的方法就是reboot体系可以清除zombie进程。

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任何程序都有僵尸状况，它占用一点内存资源(也就是进程表里还有一个记录)，仅仅是表象而已不用畏惧。假如程序有问题有时机遇见，处理少量量僵尸简单有效的方法是重起。kill是无任何后果的

fork与zombie/defunct”

在Unix下的一些进程的运作方法。当一个进程死亡时,它并不是完整的消逝了。进程终止,它不再运行,然而还有一些残留的小货色期待父进程发出。这些残留的货色包含子进程的返回值和其余的一些货色。当父进程 fork()一个子进程后,它必需用 wait() 或许 waitpid() 期待子进程退出。正是这个 wait() 举措来让子进程的残留物消逝。

自然的，在上述规矩之外有个例外:父进程可以疏忽 SIGCLD 软中止而不用要 wait()。可以这样做到(在支撑它的体系上,比方Linux):

main()

{

signal(SIGCLD, SIG_IGN); /* now I don’t have to wait()! */

.

.

fork();

fork();

fork(); /* Rabbits, rabbits, rabbits! */

｝

如今，子进程死亡时父进程没有 wait()，通罕用 ps 可以看到它被显示为“”。它将永远维持这样 直到 父进程 wait()，或许按以下方法处理。

这里是你必需晓得的另一个规矩:当父进程在它wait()子进程之前死亡了(假如它没有疏忽 SIGCLD),子进程将把 init(pid1)进程作为它的父进程。假如子进程工作得很好并可以掌握，这并不是问题。但假如子进程已经是defunct，咱们就有了一点小费事。看，原先的父进程不可以再 wait()，因为它已经灭亡了。这样，init 怎么晓得 wait() 这些zombie 进程。

答案：不可预感的。在一些体系上，init周期性的损坏掉它一切的defunct进程。在另外一些体系中,它干脆拒绝成为任何defunct进程的父进程，而是立刻消灭它们。假如你运用上述体系的一种,可以写一个简单的循环，用属于init的defunct进程填满进程表。这大约不会令你的体系管理员很愉快吧?

你的义务：肯定你的父进程不要疏忽 SIGCLD，也不要 wait() 它 fork() 的一切进程。不过，你也未必 要总是这样做（比方，你要起一个 daemon 或是别的什么货色）,然而你必需警惕编程，假如你是一个 fork()的老手。另外，也不要在心理上有任何约束。

总结：

子进程成为 defunct 直到父进程 wait()，除非父进程疏忽了 SIGCLD 。

更进一步，父进程没有 wait() 就灭亡（仍假如父进程没有疏忽 SIGCLD ）的子进程（运动的或许 defunct）成为 init 的子进程，init 用重手段处理它们。