进程创建
fork
fork函数可以用于在程序内部创建子进程，其包含在头文件<unistd.h>中，直接调用fork()就可以创建子进程了。
示例代码：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> int main() { printf("before: ppid = %d,pid = %d\n", getppid(), getpid()); fork(); printf("after: ppid = %d,pid = %d\n", getppid(), getpid()); return 0; }
以上代码中，我们在fork前输出了一个before以及进程的PID和PPID。在fork后，又输出了after以及进程的PID和PPID。
运行结果：
可以看到，我们的before输出了一次，也就是我们调用的进程./test.exe输出的，而after输出了两次，但是我们只有一个after语句，说明有两个不同的进程执行了这个语句，也就是fork成功创建了一个进程。
对于第一条语句before，毫无疑问这是进程./test.exe输出的，PID为22840。
第二条语句after，其PID和PPID都和./test.exe一致，说明这个语句也是原先的./test.exe输出的。
第三条语句after，其PID为22842，之前没有出现过，说明这个是通过fork创建出来的进程，其PPID为22840，也就是./test.exe，说明fork创建出来的进程，是原先进程的子进程。
以上示例可以总结为：
fork之后，会出现两个进程
- 一个是原先的进程
- 另外一个是通过
fork创建的进程
- 新创建的进程，是原先进程的子进程
fork函数也是有返回值的，其返回规则如下：
- 对于父进程，返回值为新的进程的
PID- 对于子进程，返回值为
0
此时我们就可以根据fork的返回值，来判断父子进程了：
代码示例：
#include <stdlib.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> int main() { pid_t id = fork(); if(id == 0) { printf("child: ppid = %d,pid = %d\n", getppid(), getpid()); } else { printf("father: ppid = %d,pid = %d\n", getppid(), getpid()); } return 0; }
输出结果：
子进程输出了child:开头的语句，父进程输出了father:开头的语句。
我们确实通过这样的分支语句，利用父子进程的fork返回值不同的特性，完成了父子进程输出不同的代码。
其实fork创建子进程的时候，是以父进程为模板的，子进程会继承父进程的PCB，然后把PCB内部需要修改的地方改为自己的，比如PID，PPID是不同的。
子进程还和父进程共用代码段，因为两者的代码逻辑是一样的。比如说刚才的示例中，父子进程都要执行if-else的判断，两者都共用这一段代码。
但是两者的数据不一定相同，一开始父子进程共用一段数据，一旦父子进程有一方要对数据进行修改，那么就发生写时拷贝，此时数据就互不影响了。如果某个数据从头到尾都没有被修改，那么这个数据从头到尾都被父子进程共享，不会额外开辟内存。
现在就有一个问题了：为什么一个id既可以得到父进程的返回值，又可以得到子进程的返回值，难道fork函数可以一次返回两个值吗？
PCB内部有一个叫做内存指针的成员：
- 内存指针：包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针
其可以标识当前代码执行到了哪里，那么在父进程执行到fork的时候，此时就要开始创建子进程了，子进程会继承父进程的PCB。
由于父进程此时执行到fork，那么内存指针就指向fork这个语句。由于子进程继承父进程PCB，因此刚创建的子进程继承的内存指针也指向fork，所以子进程是从fork开始往后执行的。
那么下一个问题就是：fork函数是如何做到，一个函数返回两个值的呢？
回答这个问题之前，我先反问你一个问题，创建子进程是在什么时候创建的？
你也许会回答，就是fork的时候创建的，但是深究一下，你就会发现，一定是在fork函数内部创建的子进程。这个内部很关键，也就是说在fork函数还没有return返回的时候，就已经是两个进程了。
于是两个进程共用这个fork的代码，但是两个进程的数据不一样，所以其实pid_t id = fork();这个过程中，父子进程分别return了一次。所以本质上不是fork函数返回了两个值，而是同一段return代码，被父子进程分别调用了。
写时拷贝
通过fork创建子进程的时候，会继承父进程的代码，数据，页表，PCB等等，因此我们会发现fork之后，父子进程指向的代码是一样的。
比如以下代码：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> int main() { printf("process start!\n"); fork(); printf("hello world!\n"); printf("hello Linux!\n"); printf("hello process!\n"); return 0; }
以上代码中，进程先输出了一句"process start!\n"，随后在fork之后又输出了三条语句。
输出结果：
可以看到的是，fork前的语句只输出了一次，而fork后的语句都输出了两次，也就是被父子进程分别输出了一次，由此可证子进程会继承父进程的代码。
上图中，左侧是刚fork后的父子进程，子进程创建时页表几乎完全一致，最后导致不论是数据还是代码都指向了内存中的同一块区域。
但是页表中大部分的项权限都被改为了只读，当子进程想要修改数据，就会在页表中访问该虚拟地址，但是页表发现该地址是只读的，于是页表暂时终止进程访问内存的请求，这个过程叫做缺页中断。
接着向上层汇报，操作系统介入。操作系统再进而分析得知，子进程想要对这块内存写入，于是发生写时拷贝。操作系统重新开一块内存给子进程，然后修改页表中的数据，一是修改虚拟地址与物理地址的映射关系，二是修改该内存的权限，从只读变为读写。
右图中，蓝色区域被拷贝了一份到内存的其他区域，然后子进程的页表不再指向原先的区域，而是指向新开辟的区域。
那么借此机会，我再深入讲解一下C/C++中的const语法。
比如以下代码：
const char* str = "Hello World!"; *str = "Hello Linux";
毫无疑问这是一段错误的代码，因为str是const修饰的指针，不能通过该指针修改指向的值。但是从底层来说，其实本质上是在页表中，进程没有该地址的读写权限，只有只读权限。如果我们没有const这个语法，那么进程就有可能会向页表发出写入的申请，可是页表发现进程没有该地址的写入权限。因此页表会缺页中断，操作系统分析后发现这是非法访问，直接终止进程。
可见这是一个比较危险的过程，一旦访问没有权限的内存，很有可能就会直接终止程序。最典型的就是指针越界，访问野指针等等。而C/C++使用一个const修饰的语法，将问题提前暴露出来，对于一些已经确定不能写入的常量区地址，要求用const修饰，只要不用const修饰，在编译时就不允许通过，将问题提前暴露出来，从而提高程序的健壮性。
进程终止
讲解完进程的创建后，我们来看看进程是如何退出的，以及退出后会留下些什么。
退出码
在平常的C语言代码中，main函数最后的return其实返回的是退出码：
- 如果错误码为
0，表示程序正常退出- 如果错误码非
0，表示程序异常退出
因此大部分时候我们会return 0，表示程序正常返回。
环境变量?内部存储了上一个进程的退出码，我们可以在该进程执行完后，使用echo $?来输出上一个进程的退出码。
假设在test.exe中执行如下代码：
int main() { return 123; }
那么该进程的退出码就是123，我们输出试试看：
通过main函数的return，我们确实可以控制进程的退出码，那么这个退出码有什么用呢？
其实每一个错误码都对应了一个进程的错误信息，可以通过strerror函数来输出错误码对应的错误信息。
strerror
strerror函数包含在头文件<string.h>中，传入一个错误码作为参数，返回指向错误信息的字符串。
我们用以下代码来输出前十条错误信息：
#include <stdio.h> #include <string.h> int main() { for(int i = 0; i < 10; i++) { printf("%d:%s\n", i, strerror(i)); } return 0; }
输出结果如下：
比如0表示Success即执行成功，1表示Operation not permitted即操作不被允许。
比如现在我们ls一个不存在的文件夹：
此时ls报错No such file or directory，即该文件或目录不存在，这条语句和错误码2完全一致，而我们再echo $?发现，上一个进程的退出码就是2。
那么现在又有一个问题：进程通过main函数的返回值来判断错误，那么对一般的函数，我们要如何得知函数的执行情况？
errno
函数的返回值是用于返回调用结果的，不适合用作返回错误码，全局变量errno包含在头文件<errno.h>中，其存储了上一次函数调用的错误码。
比如以下代码：
#include <stdio.h> #include <string.h> #include <errno.h> void func() { errno = 10; } int main() { func(); printf("%d:%s\n", errno, strerror(errno)); return 0; }
以上代码中func函数修改了全局变量errno，此时就可以在函数外部检测errno来判断函数的调用情况了，此处在func中令errno = 10，然后在函数调用结束后输出errno以及其对应的错误信息：
而在库函数中，也会使用errno的，比如fopen函数，当fopen发生错误时，就会修改errno来返回错误信息。
示例：
#include <stdio.h> #include <string.h> #include <errno.h> void func() { errno = 10; } int main() { fopen("123.c", "r"); printf("%d:%s\n", errno, strerror(errno)); return 0; }
在当前目录下，不存在一个叫做123.c的文件，我们用fopen以r形式打开，那么fopen是打不开文件的，于是就会向errno进行写入。
执行结果：
输出了错误码2，即没有对应的文件或目录。
异常信号
对于任意一个进程，都只有两种退出情况：
- 代码执行完毕，正常退出
- 进程发生了异常，被迫退出
比如说访问空指针，野指针，除零错误等等，这些都会导致进程直接终止。
除零错误：即把0当作除数，这是不允许的
比如在test.exe中执行：
double a = 5 / 0;
输出结果：
其报出一个错误Floating point exception说明可能存在 / 或者 % 的除数为 0 的情况，这就说明进程发生了异常。
进程发生异常的本质，是收到了异常信号
我们可以通过kill -l来查看异常信号：
如果想要对一个进程发送异常信号，只需要kill -xxx ###即可向pid为###的进程发送xxx号信号。
比如8号信号SIGFPE，其中SIG表示signal信号，而FPE是Floating point exception的缩写，也就是刚刚的除零错误。刚刚除零错误异常退出，就是接收到了8号信号。
现在我们在test.exe中执行以下代码，来验证异常信号：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <errno.h> int main() { while(1) { printf("pid = %d\n", getpid()); sleep(1); } return 0; }
该程序会陷入死循环，然后每隔一秒输出自己的pid，得到pid是为了可以发送信号。当进程执行起来后我们在另外一个对其发送8信号：
左侧窗口执行进程后，pid=8495，右侧窗口执行指令kill -8 8495，就向8495发送了8号信号，此时进程直接退出，并输出Floating point exception。可以看到，明明是一个死循环，我们可以通过发送异常信号直接终止，而代码中明明没有除零错误，我们也可以通过信号对其强行加上异常。
exit
exit函数可以用于在进程中直接退出，其包含在头文件<stdlib.h>中。
示例：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <stdlib.h> void func() { exit(5); } int main() { func(); return 0; }
在函数func中，调用了exit(5)，此时整个进程都会直接退出，并且返回错误码5。
输出结果：
可以看到，进程的退出码是5，说明通过exit退出了。
那么exit和main的return有什么不同呢？其实以上案例已经很好地说明了：
exit不论在哪一个函数中执行，都是直接终止整个进程
但是exit其数有两个版本，一个是<unistd.h>中的_exit：
另外一个是<stdlib.h>中的exit：
可以看出，_exit在man的第二页，是系统调用接口，而exit在man的第三页，是用户操作接口。但是两者的函数几乎完全一致，都是void exit(int status)，因此两者效果几乎完全一致。
除了操作系统层面不同，另外的区别就是：exit会刷新缓冲区，而_exit不会刷新缓冲区。
毫无疑问的是，_exit是系统调用接口，更接近底层，exit中一定封装了_exit+刷新缓冲区两个功能。而在其它的操作系统中，终止进程的接口不一定是_exit，因此exit在不同操作系统中封装的接口大概率是不一致的。
