初识Linux 进程：进程创建、终止与进程地址空间
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0.写在前面
1.进程创建
fork()：
exec()：
2.进程地址空间
3.进程终止
正常终止（主动退出）
异常终止（被动终止）
0.写在前面
本文将对Linux环境下的进程：包括进程创建、终止与进程等待、替换进行讲解，作者使用XShell连接配置为CentOs 7.6的主机进行演示，希望能帮助你更好理解操作系统的运行原理！
1.进程创建
什么是进程创建？怎么来创建进程？和别的进程有什么关系？别着急，这些问题需要慢慢回答。首先是进程创建的概念：
进程创建的本质是为程序的运行构建独立的执行环境，包括：分配内存空间；创建进程控制块（PCB）......
重点在于进程如何创建！：Linux 中进程创建过两个关键系统调用完成：
fork():
先来看看man-pages关于fork的介绍：
fork()的作用是创建父进程的副本（子进程）。内核会为子进程分配新的PCB (task_struct)，并复制父进程的大部分资源（如内存页表、文件描述符、信号处理等），并且采用写时拷贝优化：
写时复制：子进程与父进程初始时共享同一块物理内存（仅复制页表，不复制代码和数据）。只有当父进程或子进程尝试修改内存时，才会为修改的部分分配新的物理内存并复制数据。这大幅减少了内存占用和创建时间。
再来看看返回值：
如果成功创建子进程会在父进程返回PID，子进程本身返回0，如果创建失败，父进程返回-1，子进程没有，errno出现（ 父子进程/多个子进程的运行顺序由调度器决定，不同的平台下不同)
了解了返回值，我们可以根据pid_t类型的fork返回值区分出哪一个是父进程哪一个是子进程，但是既然说创建子进程会直接沿用父进程的代码和数据，并进行写时拷贝，这里能衍生出四个问题：
1. 为什么fork要给子进程返回0，给父进程返回子进程pid？
- 对父进程而言，一个进程可能有多个子进程，没有函数能直接获取所有子进程的PID，fork返回子进程PID便于父进程识别和管理子进程。
- 对子进程而言，它可通过getpid()获取自身PID，fork返回0使其能轻松与父进程区分（进程ID 0由系统特殊使用，子进程PID不可能为0）。2. fork干了什么?
fork创建一个新进程（子进程），子进程是父进程的副本：
- 共享代码段，也就是说代码是共享的，但子进程拥有自己的PCB，且操作系统会拷贝父数据中子进程要修改的部分，（代码一般是共享的，页表和虚拟地址空间同样写时拷贝）父子进程互不干扰。（这属于数据层面的写时拷贝）- 为什么？进程之间是独立的，数据可能被修改，父子进程不能共用一份数据，所以数据必须拷贝一份
- 两进程从fork返回处继续执行，子进程继承父进程打开的文件描述符等资源。3. fork是如何返回两次的？
fork执行时，系统复制父进程的堆栈段，父进程和子进程都停留在fork函数中等待返回。 - 父进程中，fork返回子进程的PID
- 子进程中，fork返回0
补充：父子进程共用代码段，return语句在父子进程中都会执行4. 一个变量为什么会有不同的内容？
fork后，子进程获得父进程数据空间的独立副本，两者数据空间互不共享。 本质上发生了写时拷贝，操作系统重新开辟空间给子进程进行修改。看完前面内容，你可能觉得这个问题有点多余，但如果你去揪出两个进程中返回值的地址，你会发现是相同的。这就关乎进程地址空间了。
exec():
由于这一类系统调用的特殊，作者放到了进程替换中详细介绍~
2.进程地址空间
通常在编程时，提到的栈区堆区常量区之类的，并不是物理地址！如果是物理地址，那么地址相同的变量不可能对应不同值！那么这里可以得出的是栈区堆区保存在虚拟地址空间中，先让我们了解一下虚拟地址空间的结构，这里可以通过一个简单的程序验证一下：
int g_val_1;
int g_val_2=100;void test1()
{printf("code addr: %p\n",test1);//验证字符串常量区const char* str="hello bit";printf("read only string addr: %p\n",str);//验证已初始化的全局变量printf("init global value addr: %p\n",&g_val_2);//验证未初始化的全局变量printf("uninit global value addr: %p\n",&g_val_1);//验证堆区的地址char* mem=(char*)malloc(100);printf("heap addr: %p\n",mem);printf("stack addr: %p\n",&str);printf("stack addr: %p\n",&mem);//验证栈区的地址int a;int b;int c;printf("stack addr: %p\n",&a);printf("stack addr: %p\n",&b);printf("stack addr: %p\n",&c);
}
通过简单的编译命令，我们执行可执行文件查看一下执行结果：
啊哈，这就验证了栈区向下增长，堆区向上增长的结论！直接给出虚拟地址空间的架构：
虚拟地址空间通过页表来对应真实的物理地址：
下面我们来一睹mm_struct的真容：mmstruct部分代码：
struct mm_struct
{ unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;unsigned long start_brk, brk, start_stack; ......
}存在虚拟地址空间的意义：
1.让进程以统一的视角看待内存，不用直接管理物理内存上的存储空间与地址;
2.增加进程虚拟地址空间可以让我们访问内存的时候，增加一个转换的过程，可以对寻址请求审查，拦截异常访问，保护物理内存;
3.因为有地址空间和页表的存在，将进程管理模块，和内存管理模块进行解耦合;
再来补充一下页表：
保存在哪里？页表的物理地址(其实是页表的真实地址）临时存储在页目录基址寄存器（如 x86 的 CR3）上面，当进程切换时会被当作上下文保存，页表记录虚拟地址对应的物理地址，有权限标志位参与权限管理，在每一个虚拟地址对应物理地址的同时加上读写权限，那么尝试写入常量区时会被页表发现，还有标志位来判定代码和数据是否以已经被加载到内存中，由于操作系统对大文件采用惰性加载的方式：推迟非必要资源的加载或初始化，直到实际需要时再执行，数据并不会全部加载到内存，此时有了虚拟地址但物理地址是空着的，标识为0，触发缺页中断，从磁盘中将数据加载到内存有了物理地址再补全映射关系。
3.进程终止
这里我们就把写出来的一个程序当作进程，进程终止的触发场景可分为正常终止和异常终止两类：
正常终止（主动退出）
进程因完成任务或主动请求结束，常见方式包括：
- main() 函数返回：程序执行到main()函数末尾，返回一个整数值（如return 0），等价于调用
exit(返回值)； - 调用exit()函数：标准库函数exit（返回码）会执行清理操作（如刷新 IO 缓冲区）；
- 调用_exit()系统调用：直接终止进程（不执行清理，不刷新缓冲区），将退出状态传递给内核（exit（）最终会调用_exit（））；
但是正常终止分为两种情况：1.代码执行完毕，结果正确；2.代码执行完毕，结果错误；
父进程会根据子进程main函数的退出码（return的返回值）来判断代码的运行情况：
bash就是父进程，我们的程序运行时就相当于子进程，那么程序中main函数的返回码对bash来说至关重要！
1.返回码为0，运行成功；
2.返回码不为0，不同的返回码对应不同的情况；
| | 让我们来看看C语言中不同的返回码都可以携带哪些信息：
int test2()
{int i=0;for(i=0;i<60;i++){printf("%s\n",strerror(i));//退出码和退出码的描述具有对应关系，再通过strerror来将错误打印出来。//在C语言中，有errno这样的全局变量来保存最近一次的错误码，//可以用perror/strerror来打印错误信息}return 2;//这里故意返回的2，来看看返回码的运用}
补充：如何来查看退出码呢？在命令行界面，用echo $?就可以查看上一个程序的退出码；在程序中可以使用wait/waitpid来获取子进程的退出码（由exit返回），作者放到进程等待讲解！
哈哈，return 2的作用在这里！
异常终止（被动终止）
进程因外部干预或内部错误被迫终止，常见场景包括：
- 收到终止信号：如用户通过
kill-9 命令发送SIGKILL，这里的kill命令本质上就是一种信号！
