实验二-进程管理Word格式文档下载.doc
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,getpid（））;
}
这个程序的定义里并没有包含头文件sys/types.h，这是因为我们在程序中没有用到pid_t类型，pid_t类型即为进程ID的类型。
事实上，在i386架构上（就是我们一般PC计算机的架构），pid_t类型是和int类型完全兼容的，我们可以用处理整形数的方法去处理pid_t类型的数据，比如，用"
%d"
把它打印出来。
编译并运行程序getpid_test.c：
$gccgetpid_test.c-ogetpid_test
$./getpid_test
ThecurrentprocessIDis1980
（你自己的运行结果很可能与这个数字不一样，这是很正常的。
）
再运行一遍：
ThecurrentprocessIDis1981
正如我们所见，尽管是同一个应用程序，每一次运行的时候，所分配的进程标识符都不相同。
2、fork
在2.4.4版内核中，fork是第2号系统调用，其在Linux函数库中的原型是：
pid_tfork（void）;
创建一个新进程。
系统调用格式：
pid=fork（）
fork（）返回值意义如下：
0：
在子进程中，pid变量保存的fork（）返回值为0，表示当前进程是子进程。
>
在父进程中，pid变量保存的fork（）返回值为子进程的id值（进程唯一标识符）。
-1：
创建失败。
如果fork（）调用成功，它向父进程返回子进程的PID，并向子进程返回0，即fork（）被调用了一次，但返回了两次。
此时OS在内存中建立一个新进程，所建的新进程是调用fork（）父进程（parentprocess）的副本，称为子进程（childprocess）。
子进程继承了父进程的许多特性，并具有与父进程完全相同的用户级上下文。
父进程与子进程并发执行。
核心为fork（）完成以下操作：
（1）为新进程分配一进程表项和进程标识符
进入fork（）后，核心检查系统是否有足够的资源来建立一个新进程。
若资源不足，则fork（）系统调用失败；
否则，核心为新进程分配一进程表项和唯一的进程标识符。
（2）检查同时运行的进程数目
超过预先规定的最大数目时，fork（）系统调用失败。
（3）拷贝进程表项中的数据
将父进程的当前目录和所有已打开的数据拷贝到子进程表项中，并置进程的状态为“创建”状态。
（4）子进程继承父进程的所有文件
对父进程当前目录和所有已打开的文件表项中的引用计数加1。
（5）为子进程创建进程上、下文
进程创建结束，设子进程状态为“内存中就绪”并返回子进程的标识符。
（6）子进程执行
虽然父进程与子进程程序完全相同，但每个进程都有自己的程序计数器PC（注意子进程的PC开始位置），然后根据pid变量保存的fork（）返回值的不同，执行了不同的分支语句。
例：
…..
pid=fork（）;
if（pid==0）
printf（"
I'
mthechildprocess!
\n"
）;
elseif（pid>
0）
mtheparentprocess!
\n"
else
printf（"
Forkfail!
……
PC
fork（）调用前
fork（）调用后
if（pid==0）
\n"
3、exit
在2.4.4版内核中，exit是第1号调用，其在Linux函数库中的原型是：
stdlib.h>
voidexit（intstatus）;
不像fork那么难理解，从exit的名字就能看出，这个系统调用是用来终止一个进程的。
无论在程序中的什么位置，只要执行到exit系统调用，进程就会停止剩下的所有操作，清除包括PCB在内的各种数据结构，并终止本进程的运行。
请看下面的程序：
/*exit_test1.c*/
thisprocesswillexit!
exit（0）;
neverbedisplayed!
编译后运行：
$gccexit_test1.c-oexit_test1
$./exit_test1
我们可以看到，程序并没有打印后面的"
，因为在此之前，在执行到exit（0）时，进程就已经终止了。
exit系统调用带有一个整数类型的参数status，我们可以利用这个参数传递进程结束时的状态，比如说，该进程是正常结束的，还是出现某种意外而结束的，一般来说，0表示没有意外的正常结束；
其他的数值表示出现了错误，进程非正常结束。
我们在实际编程时，可以用wait系统调用接收子进程的返回值，从而针对不同的情况进行不同的处理。
exit和_exit
_exit在Linux函数库中的原型是：
void_exit（intstatus）;
_exit（）函数的作用最为简单：
直接使进程停止运行，清除其使用的内存空间，并销毁其在内核中的各种数据结构；
exit（）函数则在这些基础上作了一些包装，在执行退出之前加了若干道工序，也是因为这个原因，有些人认为exit已经不能算是纯粹的系统调用。
exit（）函数与_exit（）函数最大的区别就在于exit（）函数在调用exit系统调用之前要检查文件的打开情况，把文件缓冲区中的内容写回文件。
在Linux的标准函数库中，有一套称作“高级I/O”的函数，我们熟知的printf（）、fopen（）、fread（）、fwrite（）都在此列，它们也被称作“缓冲I/O（bufferedI/O）”，其特征是对应每一个打开的文件，在内存中都有一片缓冲区，每次读文件时，会多读出若干条记录，这样下次读文件时就可以直接从内存的缓冲区中读取，每次写文件的时候，也仅仅是写入内存中的缓冲区，等满足了一定的条件（达到一定数量，或遇到特定字符，如换行符\n和文件结束符EOF），再将缓冲区中的内容一次性写入文件，这样就大大增加了文件读写的速度，但也为我们编程带来了一点点麻烦。
如果有一些数据，我们认为已经写入了文件，实际上因为没有满足特定的条件，它们还只是保存在缓冲区内，这时我们用_exit（）函数直接将进程关闭，缓冲区中的数据就会丢失，反之，如果想保证数据的完整性，就一定要使用exit（）函数。
请看以下例程：
/*exit2.c*/
outputbegin\n"
contentinbuffer"
编译并运行：
$gccexit2.c-oexit2
$./exit2
outputbegin
contentinbuffer
/*_exit1.c*/
_exit（0）;
$gcc_exit1.c-o_exit1
$./_exit1
在一个进程调用了exit之后，该进程并非马上就消失掉，而是留下一个称为僵尸进程（Zombie）的数据结构。
在Linux进程的5种状态中，僵尸进程是非常特殊的一种，它已经放弃了几乎所有内存空间，没有任何可执行代码，也不能被调度，仅仅在进程列表中保留一个位置，记载该进程的退出状态等信息供其他进程收集。
/*zombie.c*/
#include<
pid_tpid;
pid=fork（）;
if（pid<
0） /*如果出错*/
printf（"
erroroccurred!
elseif（pid==0）/*如果是子进程*/
exit（0）;
else /*如果是父进程*/
sleep（60）;
/*休眠60秒，这段时间里，父进程什么也干不了*/
wait（NULL）;
/*收集僵尸进程*/
sleep的作用是让进程休眠指定的秒数，在这60秒内，子进程已经退出，而父进程正忙着睡觉，不可能对它进行收集，这样，我们就能保持子进程60秒的僵尸状态。
编译这个程序：
$gcczombie.c-ozombie
后台运行程序，以使我们能够执行下一条命令
$./zombie&
[1]1577
列一下系统内的进程
$ps-ax
......
1177pts/0S0:
00-bash
1577pts/0S0:
00./zombie
1578pts/0Z0:
00[zombie<
defunct>
]
1579pts/0R0:
00ps-ax
系统调用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，并不能将其完全销毁。
僵尸进程虽然对其他进程几乎没有什么影响，不占用CPU时间，消耗的内存也几乎可以忽略不计，但有它在那里呆着，还是让人觉得心里很不舒服。
而且Linux系统中进程数目是有限制的，在一些特殊的情况下，如果存在太多的僵尸进程，也会影响到新进程的产生。
那么，我们该如何来消灭这些僵尸进程呢？
僵尸进程的概念是从UNIX上继承来的。
僵尸进程中保存着很多对程序员和系统管理员非常重要的信息，首先，这个进程是怎么死亡的？
是正常退出呢，还是出现了错误，还是被其它进程强迫退出的？
其次，这个进程占用的总系统CPU时间和总用户CPU时间分别是多少？
发生页错误的数目和收到信号的数目。
这些信息都被存储在僵尸进程中，试想如果没有僵尸进程，进程一退出，所有与之相关的信息都立刻归于无形，而此时程序员或系统管理员需要用到，就不行了。
如何收集这些信息，并终结这些僵尸进程呢？
就要靠waitpid调用和wait调用。
这两者的作用都是收集僵尸进程留下的信息，同时使这个进程彻底消失。
4、wait和waitpid
wait的函数原型是：
#include<
sys/wait.h>
pid_twait（int*status）
进程一旦调用了wait，就立即阻塞自己，由wait自动分析是否当前进程的某个子进程已经退出，如果让它找到了这样一个已经变成僵尸的子进程，wait就会收集这个子进程的信息，并把它彻底销毁后返回；
如果没有找到这样一个子进程，wait就会一直阻塞在这里，直到有一个出现为止。
参数status用来保存被收集进程退出时的一些状态，它是一个指向int类型的指针。
但如果我们对这个子进程是如何死掉的毫不在意，只想把这个僵尸进程消灭掉，我们就可以设定这个参数为NULL，就象下面这样：
pid=wait（NULL）;
如果成功，wait会返回被收集的子进程的进程ID，如果调用进程没有子进程，调用就会失败，此时wait返回-1。
/*wait1.c*/
pid_tpc,pr;
pc=fork（）;
if（pc<
0） /*如果出错*/
elseif（pc==0）{ /*如果是子进程*/
Thisischildprocesswithpidof%d\n"
sleep（10）;
/*睡眠10秒钟*/
}
else{ /*如果是父进程*/
pr=wait（NULL）;
/*在这里等待*/
Icatchedachildprocesswithpidof%d\n"
）,pr）;
}
编译并运行:
$ccwait1.c-owait1
$./wait1
Thisischildprocesswithpidof1508
Icatchedachildprocesswithpidof1508
5、waitpid
waitpid系统调用在Linux函数库中的原型是：
pid_twaitpid（pid_tpid,int*status,intoptions）
从本质上讲，系统调用waitpid和wait的作用是完全相同的，但waitpid多出了两个可由用户控制的参数pid和options：
pid
从参数的名字pid和类型pid_t中就可以看出，这里需要的是一个进程ID。
但当pid取不同的值时，在这里有不同的意义。
pid>
0时，只等待进程ID等于pid的子进程，不管其它已经有多少子进程运行结束退出了，只要指定的子进程还没有结束，waitpid就会一直等下去。
pid=-1时，等待任何一个子进程退出，没有任何限制，此时waitpid和wait的作用一模一样。
options
options提供了一些额外的选项来控制waitpid，目前在Linux中只支持WNOHANG和WUNTRACED两个选项，这是两个常数，可以用"
|"
运算符把它们连接起来使用，比如：
ret=waitpid（-1,NULL,WNOHANG|WUNTRACED）;
如果我们不想使用它们，也可以把options设为0，如：
ret=waitpid（-1,NULL,0）;
如果使用了WNOHANG参数调用waitpid，即使没有子进程退出，它也会立即返回，不会像wait那样永远等下去。
而WUNTRACED参数，由于涉及到一些跟踪调试方面的知识，加之极少用到，这里就不多费笔墨了。
返回值和错误
waitpid的返回值比wait稍微复杂一些，一共有3种情况：
当正常返回的时候，waitpid返回收集到的子进程的进程ID；
如果设置了选项WNOHANG，而调用中waitpid发现没有已退出的子进程可收集，则返回0；
如果调用中出错，则返回-1；
当pid所指示的子进程不存在，或此进程存在，但不是调用进程的子进程，waitpid就会出错返回
/*waitpid.c*/
pid_tpc,pr;
0） /*如果fork出错*/
Erroroccurredonforking.\n"
elseif（pc==0）{ /*如果是子进程*/
/*睡眠10秒*/
/*如果是父进程*/
do{
pr=waitpid（pc,NULL,WNOHANG）;
/*使用了WNOHANG参数，waitpid不会在这里等待*/
if（pr==0）{ /*如果没有收集到子进程*/
printf（"
Nochildexited\n"
sleep
（1）;
}
}while（pr==0）;
/*没有收集到子进程，就回去继续尝试*/
if（pr==pc）
successfullygetchild%d\n"
pr）;
else
someerroroccurred\n"
$ccwaitpid.c-owaitpid
$./waitpid
Nochildexited
successfullygetchild1526
父进程经过10次失败的尝试之后，终于收集到了退出的子进程。
因为这只是一个例子程序，不便写得太复杂，所以我们就让父进程和子进程分别睡眠了10秒钟和1秒钟，代表它们分别作了10秒钟和1秒钟的工作。
父子进程都有工作要做，父进程利用工作的简短间歇察看子进程的是否退出，如退出就收集它。
6、exec
说是exec系统调用，实际上在Linux中，并不存在一个exec（）的函数形式，exec指的是一组函数，一共有6个，分别是：
intexecl（constchar*path,constchar*arg,...）;
intexeclp（constchar*file,constchar*arg,...）;
intexecle（constchar*path,constchar*arg,...,char*constenvp[]）;
intexecv（constchar*path,char*constargv[]）;
intexecvp（constchar*file,char*constargv[]）;
intexecve（constchar*path,char*constargv[],char*constenvp[]）;
其中只有execve是真正意义上的系统调用，其它都是在此基础上经过包装的库函数。
exec函数族的作用是根据指定的文件名找到可执行文件，并用它来取代调用进程的内容，换句话说，就是在调用进程内部执行一个可执行文件。
这里的可执行文件既可以是二进制文件，也可以是任何Linux下可执行的脚本文件。
与一般情况不同，exec函数族的函数执行成功后不会返回，因为调用进程的实体，包括代码段，数据段和堆栈等都已经被新的内容取代，只留下进程ID等一些表面上的信息仍保持原样，看上去还是旧的躯壳，却已经注入了新的灵魂。
只有调用失败了，它们才会返回一个-1，从原程序的调用点接着往下执行。
每当有进程认为自己不能为系统和用户做出任何贡献了，他就调用任何一个exec，让自己以新的面貌重生；
或者，更普遍的情况是，如果一个进程想执行另一个程序，它就可以fork出一个新进程，然后调用任何一个exec，这样看起来就好像通过执行应用程序而产生了一个新进程一样。
事实上第二种情况被应用得如此普遍，以至于Linux专门为其作了优化，我们已经知道，fork会将调用进程的所有内容原封不动的拷贝到新产生的子进程中去，这些拷贝的动作很消耗时间，而如果fork完之后我们马上就调用exec，这些辛辛苦苦拷贝来的东西又会被立刻抹掉，这看起来非常不划算，于是人们设计了一种"
写时拷贝（copy-on-write）"
技术，使得fork结束后并不立刻复制父进程的内容，而是到了真正使用的时候才复制，这样如果下一条语句是exec，它就不会白白作无用功了，也就提高了效率。
上面6条函数看起来似乎很复杂，但实际上无论是作用还是用法都非常相似，只有很微小的差别。
在学习它们之前，先来了解一下我们习以为常的main函数。
intmain（intargc,char*argv[],char*envp[]）
参数argc指出了运行该程序时命令行参数的个数，数组argv存放了所有的命令行参数，数组envp存
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