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1. 进程创建
重新认识一下fork以及对应的写实拷贝。
进程调⽤fork，当控制转移到内核中的fork代码后，内核做：•分配新的内存块和内核数据结构给⼦进程（给子进程建立对应的PCB）•将⽗进程部分数据结构内容拷⻉⾄⼦进程 （比如 mm_struct 或者 进程上下文 等，都需要父进程的数据）•添加⼦进程到系统进程列表当中•fork返回，开始调度器调度
（把50和100看成是地址）
子进程也会继承PC指针，知道了父进程走到哪了（PC指针记录了该进程的上下文），
就能继续往下跑。
fork之前，父进程继承下去的页表会把所有内容的权限调成只读。代码（存在于常量区）本来就是只读的，无所谓。
但是数据：
1. 子进程想修改数据时，会触发系统错误。
系统错误导致缺页中断，系统开始检测并判定，是普通的错误还是此时该发生写时拷贝
拷贝之后就申请内存（物理）进行拷贝
2. 如果发生写时拷贝时，要被拷贝的内容不在内存里：也会触发这个系统错误
依然继续判定：要么野指针等错误，要么发生写时拷贝，要么是需要发生页面置换（先将磁盘中对应的程序给置换进内存）
2. 进程终止（区分退出码和退出信号）
之前有提过，函数的返回值是为了返回给父进程或者系统的。
为什么返回给系统，是因为有时候需要系统扮演父进程的位置（比如Bash结束的时候）
我们可以用echo $? 来表现上一个程序的退出码
用不同的数字表明出错的原因，介绍三个函数来理解这些错误码：
strerror是一个标准库函数，用于将错误码转换为人类可读的错误描述字符串。
errno是一个全局变量，用于存储最近一次系统调用或库函数失败时的错误码。它是一个整数，定义在<errno.h>中。
//两者常见于一起使用
printf("Error Occured: %s\n",strerror(erron));而perror则更常用于写程序的人用于自行报错。
注意，fopen失败时会自动设置一个erron值
errno不是只在一个程序运行崩溃时才记录，而是一个库函数没有运行成功也会记录，比如fopen或者fork都会记录一个数值。
总结：给机器看错误码，给人看字符串描述 (利用strerror来转述)
进程也可以有自己的特殊退出码（由程序员自行设定）：
比如一个二分查找，此时出错和系统无关，需要自己设置错误退出码
OJ中也有用，脚本语言的执行也有用，那么就需要自己设置这个退出码。
如何自主的来结束进程呢：
1 main中使用return
2 使用exit函数，在头文件stdlib.h中
exit后面的参数，就是进程的退出码（exit(1)之后，erron的值就会更新成1）。
3 _exit
_exit几乎和exit一致，_exit属于2号手册（即系统调用接口，是比exit更接近内核的接口），
_exit不刷新缓冲区
去掉反斜杠n，再将exit换成_exit，会发现_exit不能自动刷新缓存区。
理解：
exit是属于glibc中的接口。库函数本身就是对一些系统调用的封装。
exit的本质是对_exit的封装
我们以前认为，\n能刷新缓存区，但是此时直接使用系统层的函数却不能去刷新，原因：
这个缓冲区，叫：语言级缓冲区
和系统没有关系。exit在封装的时候可能调用了fflush等函数
总结：退出码表示结果正确与否，退出信号表示是否正常退出。
3. 进程等待
⼦进程退出，⽗进程如果不管不顾，就可能造成‘ 僵⼫进程 ’的问题，进⽽造成内存泄漏。另外，进程⼀旦变成僵⼫状态，那就⼑枪不⼊，“杀⼈不眨眼”的kill -9 也⽆能为⼒，因为谁也没有办法杀死⼀个已经死去的进程。最后，⽗进程派给⼦进程的任务完成的如何，我们需要知道。如，⼦进程运⾏完成，结果对还是不对，或者是否正常退出。⽗进程通过 进程等待 的⽅式，回收⼦进程资源，获取⼦进程退出信息
根据errno对于fork的补充：
RETURN VALUE
On success, the PID of the child process is returned in the parent, and 0 is returned in the child. On failure, -1 is returned in the parent, no child process is created, and errno is set appropriately.也就是说，如果fork了返回值不正确，也会更新对应的errno值。
进程等待对应的接口：wait和waitpid
先实现一个让子进程变僵尸进程的demo,再用两个号来观察
用脚本观察得：子进程已经进入Z状态
为了解决这种问题，我们使用以下两个接口：
先说wait，wait能回收子进程的僵尸状态，因为如果子进程不退，父进程就会阻塞在wait函数内部。并且wait能等待 任意 一个 子进程
在父进程的分支中加一个wait并且加一个rid接受wait的返回值：
wait以及waitpid的返回值：
成功时返回子进程的 PID。
出错时返回
-1。
子进程退出之后，如果想知道子进程完成的如何，更多使用wait_pid
waitpid可以使用第二个参数去获得子进程的退出码（exit后面跟的那个数字）
参数pid取值：
注意此处的任意等待一个子进程：
status是一个“输出性参数” ，返回的是子进程的退出码
status既包含正常退出信息，又包括异常退出信息，并且是一个输出型参数，也是为了能让父进程得到子进程的推出信息。（不要和wait以及waitpid的返回值混肴！）
statis本质是一个位图
其中次低八位 是退出状态（8-15），终止信号为0；当进程被信号所杀时（非正常终止），次低八位属于未被使用的状态，终止信号接受各种kill下的信号。
为了获得退出码，让32位的status与00000000 00000000 00000000 11111111（0xFF）按位与
（status>>8）& 0xFF;
那大家就可以规范几种固定的数字，让父进程通过数字知道为什么子进程退了，并且错在哪里
如果我们使用kill下的指令去结束一个进程， 那么此时status的低八位就会获得一个数据。
比如野指针的错误：
11号信号对应的就是这类野指针的错误（segment fault段错误）
或者8号信号对应的浮点数错误
因此：进程崩掉这种现象，是OS发出这样的信号导致的结果
这样的信号，叫做退出信号
区分退出信号和退出码！！！
先观察退出信号，再观察退出码。
没有退出信号时，再去研究退出码。
kill下没有0号指令也是这个原因，零号表示信号正常。
如果要从位图中解出这个数值，就直接按位与 0111 1111即可。
能否用环境变量获得退出信息？
退出信息不一定要获得，但是回收僵尸进程是很有必要的。
rid>0（wait与waitpid的返回值）只表示waitpid正常运行了，并不代表子进程成功退出了，子进程此时可能是异常退出的，不过僵尸进程已经被父进程给回收了。至于子进程具体的退出信息，还是要看status的值。
WIFEXITED AND WEXUTSTATUS
每次按位与来解析status这个位图非常不雅观，于是有两个宏
所以整体的大逻辑如下图：先判断wait是否成功进行。（rid是否大于0）
再判断WIFEXITED，若为真，表示进程不是被退出信号所杀掉的，可以查看退出码；
若为假，表示进程是被kill信号所杀掉的（也就是位图的最低八位中不是0）
子进程的作用（waitpid的练习代码）：
每秒中往一个vector中添加数据，每十秒执行一次备份，要求用子进程进行备份。
父进程要回收子进程资源并且打印对应的退出信息。具体的备份函数要求以时间戳+.backup命名。
尽管在不停的增加东西到data里去，但是子进程不关心vector里的数据如何变化（写时拷贝中父进程数据变化），相当于是做一个快照。父进程怎么改数据，一点都不影响。
做成子进程，能避免备份失败带来的影响，因为进程具有独立性，并且代码更具有可扩展性
最终代码：
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
#include <vector>
#include <string>
#include <cstdlib>
std::vector<int> data;
std::string g_sep = " ";
enum state
{
OK = 0,
OPPEN_FILE_ERROR,
};
int SaveBegin()
{
std::string name =std:: to_string(time(nullptr));
name += ".backup";
FILE* fp = fopen(name.c_str(),"w");
if(fp == nullptr)
{
perror("fopen");
return OPPEN_FILE_ERROR;
}
std::string datastr ;
for(auto d:data)
{
datastr += std::to_string(d);
datastr += g_sep;
}
fputs(datastr.c_str(),fp);
fclose(fp);
return OK;
}
void save()
{
pid_t id = fork();
if(id==0)
{
//child process
int code = SaveBegin();
exit(code);
}
//child process never come to here
int status = 0;
pid_t rid = waitpid(id,&status,0);
if(rid<0)
{
perror("waitpid");
}
else
{
if(WIFEXITED(status))
{
if(WEXITSTATUS(status)==0) printf("SUCCESS!\n");
else
printf("wait success,EXIT code:%d\n",WEXITSTATUS(status));
}
else
{
printf("exit unsuccess,exit signal:%d\n",status & 0x7F);
}
}
}
int main()
{
int cnt = 1;
while(true)
{
data.push_back(cnt++);
sleep(1);
if(cnt%5==0)
{
save();//keep a backup
}
}
return 0;
}阻塞与非阻塞问题(WNOHANG)
之前都是父进程在waitpid函数中阻塞下来等待子进程回收
非阻塞等待操作：将参数0换成宏WNOHANG(wait no hang)
目的是让父进程可以做更多自己的事，不过代码成本更高，需要自己进行循环检测
其实wait的返回值还有等于0的情况，表示此时子进程没有退出。
挂上WNOHANG之后可以如下操作：
4. 进程程序替换
4.1 替换原理
⽤fork创建⼦进程后执⾏的是和⽗进程相同的程序(但有可能执⾏不同的代码分⽀),⼦进程往往要调⽤⼀种exec函数以执⾏另⼀个程序。当进程调⽤⼀种exec函数时,该进程的⽤⼾空间代码和数据完全被新程序替换,从新程序的启动例程开始执⾏。调⽤exec并不创建新进程,所以调⽤exec前后该进程的id并未改变。
4.2 替换方法
有六种exec开头的函数，简称execl函数
#include <unistd.h> int execl(const char *path, const char *arg, ...); int execlp(const char *file, const char *arg, ...); int execle(const char *path, const char *arg, ...,char *const envp[]); int execv(const char *path, char *const argv[]); int execvp(const char *file, char *const argv[]); int execve(const char *path, char *const argv[], char *const envp[]);
以execl为例先进行学习。第一个path是希望变成的程序的路径，第二个是给参数列表传参。基于之前对参数列表的学习（初识Linux(8) ：环境变量-CSDN博客），我们建议第一个参数就传这个ELF文件本身的名字。
也就是：
参数列表的末尾必须要有nullptr作为标志。
关于返回值：
这些函数如果调⽤成功则加载新的程序从启动代码开始执⾏,不再返回。•如果调⽤出错则返回-1•所以exec函数只有出错的返回值⽽没有成功的返回值。
没有太多必要去关注exec函数的返回值！！
不过不要通过execl去执行诸如“ll”这种命令所对应的程序，因为ll本身是一个别名，不是具体的指令。
可以通过--color来让指令变的有色彩等。
4.3 具体使用
exec就是一种加载。将磁盘中的程序加载到新创建的PCB和代码空间中去。
一旦
execl调用成功，当前进程的代码和数据将被新程序的代码和数据完全替换，并且新程序会从其入口点开始直接执行。
#include <iostream> 2 #include <cstdio> 3 #include <cstdlib> 4 #include <unistd.h> 5 #include <sys/types.h> 6 #include <sys/wait.h> 7 8 int main() 9 { 10 pid_t id = fork(); 11 if(id==0) 12 { 13 //child process 14 sleep(3); 15 execl("/bin/ls","ls","-l","-a",nullptr); 16 exit(0); 17 } 18 // father process 19 pid_t rid = waitpid(id,nullptr,0);//不关心子进程的返回，并且采用阻塞等待 20 if(rid>0) 21 { 22 printf("wait child success!!\n"); 23 } 24 25 return 0; 26 }
理解一下fork+execl：
可以说，几乎所有在shell上跑的程序或者脚本，都是
fork+execl调用起来的
操作系统中几乎所有的进程都满足这么做
fork先创建内核数据结构（从父进程处拷贝需要用的内容，然后execl加载我们希望的程序）
并且此时一定会发生写时拷贝：
代码区照样会发生写时拷贝（通过触发系统错误完成）
execv：
execl中的l是list的意思，此处的v是vector的意思。
所以这个函数需要我们自己构建指针数组，然后以数组的形式传进execv的第二个参数
注意，一定要传最后的nullptr。
execlp 和 execvp
其他可以说是一模一样，不过这次只需要传一个文件名，不需要文件路径。
操作系统会自动通过环境变量PATH去找到这个程序。
当然，如果PATH如果有重复的，是从左向右搜并使用查到的第一个。
使用例子：
execvpe和execlpe，最后的e就是enviroement
除了argv，还需要主动去传environ。用户将参数传给exec函数，被命令行解析之后传给调用的main函数
一个程序是从main开始执行的，这个程序是被 命令行 给fork再exec 的，那这个argv[]参数和argc参数也是被传递进来的。不过一般都需要自己去主动完成一个argc数组
但是之前的execvp和execlp没有传envp，是如何获得envp的呢？
execvpe这种接口很好理解，能主动传环境变量。
按理来说，环境变量在栈的上面，是不会被替换的。因为环境变量是具有全局性的，由父进程继承给子进程。所以使用execvpe的目的是，你希望传一个新的环境变量
但这是覆盖性的写法。
为了让子进程获得原来的父进程的许多环境变量，我们采用putenv。
putenv：
父进程中可以直接导环境变量，父进程中导的环境变量是能直接被子进程继承的。父进程的父进程（shell）是不会知道的你重新导进了环境变量的
注意：环境变量必须写成xxx=xxx的形式，如果没有这个等号，是有可能不能添加进去的。
Hello不是一个环境变量名称，AAAAAAA才是环境变量的名字。
other代码：
