linux fork函数浅析
时间：2010-03-14 来源：haoran_202
linux fork函数浅析
view plaincopy to clipboardprint?
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
/*
功能：复制进程
参数：无
返回值： 成功： 父进程：返回子进程id
子进程：返回0
失败： 返回－1
*/
pid_t fork(void);
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
/*
功能：复制进程
参数：无
返回值： 成功： 父进程：返回子进程id
子进程：返回0
失败： 返回－1
*/
pid_t fork(void);
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。 一个fork例子 view plaincopy to clipboardprint?
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
pid_t pid;
pid=fork();
switch (pid)
{
case -1:
perror("fork error");
exit(1);
case 0:
printf("I am the child process, my process id is %d\n", getpid());
break;
default:
printf("I am the parent process, my process id is %d\n", getpid());
break;
}
return 0;
}
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
pid_t pid;
pid=fork();
switch (pid)
{
case -1:
perror("fork error");
exit(1);
case 0:
printf("I am the child process, my process id is %d\n", getpid());
break;
default:
printf("I am the parent process, my process id is %d\n", getpid());
break;
}
return 0;
} 要搞清楚fork的执行过程，就必须先弄清楚操作系统中的“进程(process)”概念。一个进程，主要包含三个元素：
o. 一个可以执行的程序；
o. 和该进程相关联的全部数据（包括变量，内存空间，缓冲区等等）；
o. 程序的执行上下文（execution context）。 不妨简单理解为，一个进程表示的，就是一个可执行程序的一次执行过程中的一个状态。操作系统对进程的管理，典型的情况，是通过进程表完成的。进程表中的每一个表项，记录的是当前操作系统中一个进程的情况。对于单 CPU的情况而言，每一特定时刻只有一个进程占用 CPU，但是系统中可能同时存在多个活动的（等待执行或继续执行的）进程。
一个称为“程序计数器（program counter, pc）”的寄存器，指出当前占用 CPU的进程要执行的下一条指令的位置。
当分给某个进程的 CPU时间已经用完，操作系统将该进程相关的寄存器的值，保存到该进程在进程表中对应的表项里面；把将要接替这个进程占用 CPU的那个进程的上下文，从进程表中读出，并更新相应的寄存器（这个过程称为“上下文交换(process context switch)”，实际的上下文交换需要涉及到更多的数据，那和fork无关，不再多说，主要要记住程序寄存器pc记录了程序当前已经执行到哪里，是进程上下文的重要内容，换出 CPU的进程要保存这个寄存器的值，换入CPU的进程，也要根据进程表中保存的本进程执行上下文信息，更新这个寄存器）。
好了，有这些概念打底，可以说fork了。当你的程序执行到下面的语句：pid=fork(); 操作系统创建一个新的进程（子进程），并且在进程表中相应为它建立一个新的表项。新进程和原有进程的可执行程序是同一个程序；上下文和数据，绝大部分 就是原进程（父进程）的拷贝，但它们是两个相互独立的进程！此时程序寄存器pc，在父、子进程的上下文中都声称，这个进程目前执行到fork调用即将返回（此时子进程不占有CPU，子进程的pc不是真正保存在寄存器中，而是作为进程上下文保存在进程表中的对应表项内）。问题是怎么返回，在父子进程中就分道扬镳。 （假设父进程一直占据CPU，实际情况很可能不一样）父进程继续执行，操作系统对fork的实现，使这个调用在父进程中返回刚刚创建的子进程的pid（一个正整数），所以下面的swtich语句中执行了default分支（case -1，case 0分支都不满足）。所以输出I am the parent process... 子进程在之后的某个时候得到调度，它的上下文被换入，占据 CPU，操作系统对fork的实现，使得子进程中fork调用返回0，所以在这个进程（注意这不是父进程了哦，虽然是同一个程序，但是这是同一个程序的另外一次执行，在操作系统中这次执行是由另外一个进程表示的，从执行的角度说和父进程相互独立）中pid=0。这个进程继续执行的过程中，switch语句中 case -1不满足，但是case 0是满足。所以输出I am the child process.. 程序的运行结果（先输出I am the parent process...，还是I am the parent process...）不可预见，与操作系统实际运行情况有关！ 本文来自CSDN博客，转载请标明出处：http://blog.csdn.net/lingdxuyan/archive/2009/12/12/4993883.aspx
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
/*
功能：复制进程
参数：无
返回值： 成功： 父进程：返回子进程id
子进程：返回0
失败： 返回－1
*/
pid_t fork(void);
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
/*
功能：复制进程
参数：无
返回值： 成功： 父进程：返回子进程id
子进程：返回0
失败： 返回－1
*/
pid_t fork(void);
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。 一个fork例子 view plaincopy to clipboardprint?
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
pid_t pid;
pid=fork();
switch (pid)
{
case -1:
perror("fork error");
exit(1);
case 0:
printf("I am the child process, my process id is %d\n", getpid());
break;
default:
printf("I am the parent process, my process id is %d\n", getpid());
break;
}
return 0;
}
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
pid_t pid;
pid=fork();
switch (pid)
{
case -1:
perror("fork error");
exit(1);
case 0:
printf("I am the child process, my process id is %d\n", getpid());
break;
default:
printf("I am the parent process, my process id is %d\n", getpid());
break;
}
return 0;
} 要搞清楚fork的执行过程，就必须先弄清楚操作系统中的“进程(process)”概念。一个进程，主要包含三个元素：
o. 一个可以执行的程序；
o. 和该进程相关联的全部数据（包括变量，内存空间，缓冲区等等）；
o. 程序的执行上下文（execution context）。 不妨简单理解为，一个进程表示的，就是一个可执行程序的一次执行过程中的一个状态。操作系统对进程的管理，典型的情况，是通过进程表完成的。进程表中的每一个表项，记录的是当前操作系统中一个进程的情况。对于单 CPU的情况而言，每一特定时刻只有一个进程占用 CPU，但是系统中可能同时存在多个活动的（等待执行或继续执行的）进程。
一个称为“程序计数器（program counter, pc）”的寄存器，指出当前占用 CPU的进程要执行的下一条指令的位置。
当分给某个进程的 CPU时间已经用完，操作系统将该进程相关的寄存器的值，保存到该进程在进程表中对应的表项里面；把将要接替这个进程占用 CPU的那个进程的上下文，从进程表中读出，并更新相应的寄存器（这个过程称为“上下文交换(process context switch)”，实际的上下文交换需要涉及到更多的数据，那和fork无关，不再多说，主要要记住程序寄存器pc记录了程序当前已经执行到哪里，是进程上下文的重要内容，换出 CPU的进程要保存这个寄存器的值，换入CPU的进程，也要根据进程表中保存的本进程执行上下文信息，更新这个寄存器）。
好了，有这些概念打底，可以说fork了。当你的程序执行到下面的语句：pid=fork(); 操作系统创建一个新的进程（子进程），并且在进程表中相应为它建立一个新的表项。新进程和原有进程的可执行程序是同一个程序；上下文和数据，绝大部分 就是原进程（父进程）的拷贝，但它们是两个相互独立的进程！此时程序寄存器pc，在父、子进程的上下文中都声称，这个进程目前执行到fork调用即将返回（此时子进程不占有CPU，子进程的pc不是真正保存在寄存器中，而是作为进程上下文保存在进程表中的对应表项内）。问题是怎么返回，在父子进程中就分道扬镳。 （假设父进程一直占据CPU，实际情况很可能不一样）父进程继续执行，操作系统对fork的实现，使这个调用在父进程中返回刚刚创建的子进程的pid（一个正整数），所以下面的swtich语句中执行了default分支（case -1，case 0分支都不满足）。所以输出I am the parent process... 子进程在之后的某个时候得到调度，它的上下文被换入，占据 CPU，操作系统对fork的实现，使得子进程中fork调用返回0，所以在这个进程（注意这不是父进程了哦，虽然是同一个程序，但是这是同一个程序的另外一次执行，在操作系统中这次执行是由另外一个进程表示的，从执行的角度说和父进程相互独立）中pid=0。这个进程继续执行的过程中，switch语句中 case -1不满足，但是case 0是满足。所以输出I am the child process.. 程序的运行结果（先输出I am the parent process...，还是I am the parent process...）不可预见，与操作系统实际运行情况有关！ 本文来自CSDN博客，转载请标明出处：http://blog.csdn.net/lingdxuyan/archive/2009/12/12/4993883.aspx
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