进程标识符操作函数

    每个进程都有一个非负整型表示的唯一进程 ID。虽说是唯一的，但进程 ID 是可复用的，当一个进程终止时，其进程 ID 就成为复用的候选者。多数 UNIX 系统使用延迟复用算法，使得赋予新建进程的 ID 不同于最近终止进程的 ID，以免将新进程误认为是使用同一 ID 的某个已终止的先前进程。
    系统中有一些专用进程，但具体细节随实现而不同。ID 为 0 的进程通常是调度进程，常常被称为交换进程。该进程是内核的一部分，并不执行任何磁盘上的程序，因此也被称为系统进程。进程 ID 1 通常是 init 进程（在 Mac OS X 10.4 中是 launchd 进程），在自举过程结束时由内核调用，以启动一个 UNIX 系统。该进程的程序文件一般是 /etc/init 或 /sbin/init，它通常读取与系统有关的初始化文件，如 /etc/rc* 文件、/etc/inittab 文件 和 /etc/init.d 中的文件等，并将系统引导到一个状态（如多用户）。init 进程不会终止，它是一个普通的用户进程而非内核中的系统进程，但它是以超级用户特权运行的。此外，每个 UNIX 系统实现都有它自己的一套提供操作系统服务的内核进程，例如，在某些 UNIX 的虚拟存储器实现中，进程 ID 2 是页守护进程，负责支持虚拟存储器系统的分页操作。
    除了进程 ID，每个进程还有其他一些标识符。下列函数可返回这些标识符（它们都没有出错返回）。

#include <unistd.h>
pid_t getpid(void);          /* 返回值：调用进程的进程 ID */
pid_t getppid(void);         /* 返回值：调用进程的父进程 ID */

uid_t getuid(void);          /* 返回值：调用进程的实际用户 ID */
uid_t geteuid(void);         /* 返回值：调用进程的有效用户 ID */
gid_t getgid(void);          /* 返回值：调用进程的实际组 ID */
gid_t getegid(void);         /* 返回值：调用进程的有效组 ID */

    一个现有进程可以调用 fork 函数创建一个新的子进程（某些平台提供了 fork 的几种变体，比如 vfork 以及 Linux 3.2.0 提供的 clone 系统调用，它允许调用者控制哪些部分由父进程和子进程共享）。

#include <unistd.h>
pid_t fork(void);  /* 返回值：子进程返回 0，父进程返回子进程 ID；若出错，返回 -1 */

    fork 函数被调用一次，但返回两次：子进程返回 0，而父进程返回新建子进程的进程 ID。子进程和父进程会继续执行 fork 调用之后的指令。子进程是父进程的副本，例如，子进程获得父进程的数据空间、堆和栈的副本，而不是共享这些存储空间部分，但子进程和父进程共享正文段。不过由于在 fork 之后经常跟随着 exec，所以现在很多实现并不执行一个父进程数据段、堆和栈的完全副本，而是使用了写时复制（Copy-On-Write，COW）技术。这些区域由父进程和子进程共享，而且内核将它们的访问权限改变为只读。如果父进程和子进程中的任一个试图修改这些区域，则内核只为修改区域的那块内存制作一个副本，通常是虚拟存储系统中的一页。
    下面是一个 fork 函数使用示例，从中可以看到子进程对变量的修改并不影响父进程。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>

int globval = 6;	// external variable in initialized data.
char buf[] = "a write to stdout\n";

int main(void){
	int	var = 88;	// automatic variable on the stack
	pid_t pid;
    // 不写末尾的 null 字节
	if(write(STDOUT_FILENO, buf, sizeof(buf)-1) != sizeof(buf)-1){
		printf("write error\n");
		exit(2);
	}
	printf("before fork\n");	// we don't flush stdout

	if((pid=fork()) < 0){
		printf("fork error\n");
		exit(2);
	}else if(pid == 0){		// child
		globval++;
		var++;
	}else{				// parent
		sleep(2);
	}

	printf("pid=%ld, glob=%d, var=%d\n", (long)getpid(), globval, var);
	exit(0);
}

    运行结果如下。

$ ./forkDemo.out
a write to stdout
before fork
pid=430, glob=7, var=89           # 子进程的变量值改变了
pid=429, blob=6, var=88
$
$ ./forkDemo.out > temp.out
$ cat temp.out
a write to stdout
before fork                       # 子进程输出一次
pid=432, blob=7, var=89
before fork                       # 父进程输出一次
pid=431, blob=6, var=88
$

    一般来说，fork 之后父进程和子进程的执行先后顺序是不确定的，这取决于内核所使用的调度算法。如果要求父进程和子进程之间相互同步，则要求某种形式的进程间通信。
    本程序中需要注意 fork 与 I/O 函数之间的交互关系。由于 write 函数是不带缓冲的，write 又是在 fork 之前调用，所以其数据写到标准输出一次。但是标准 I/O 库是带缓冲的，如果标准输出连到终端设备，则它是行缓冲的；否则它是全缓冲的。所以当以交互方式运行该程序时，只得到该 printf 输出的行一次，因为标准输出缓冲区由换行符冲洗。而当将标准输出重定向到一个文件时，却得到 printf 输出行两次。这是因为在 fork 之前调用了 printf 一次，但当调用 fork 时，该行仍在缓冲区中，然后在将父进程数据空间复制到子进程中时，该缓冲区数据也被复制到子进程中，此时父进程和子进程各自有了该行内容的缓冲区。在 exit 之前的第二个 printf 将其数据追加到已有的缓冲区中。当每个进程终止时，其缓冲区中的内容都被写到相应文件中。
    另外，还需要注意的是，fork 的一个特性是父进程的所有打开文件描述符都会被复制到子进程中。重要的一点是，父进程和子进程共享同一个文件偏移量（具体可参考文件共享一节）。所以如果上面程序中若没有调用 sleep() 之类的函数来等待子进程退出的话，它们的输出就可能是相互混合的（当然这里调用 sleep 其实也不一定能保证）。
    除了打开文件之外，父进程的其它大部分属性也由子进程继承，比如进程组 ID、实际组 ID、存储映像和资源限制等。
    父进程和子进程的区别主要如下：
    * fork 的返回值不同。
    * 进程 ID 不同。
    * 各自的父进程 ID 不同。
    * 子进程的 tms_utime、tms_stime、tms_cutime 和 tms_ustime 的值设置为 0。
    * 子进程不继承父进程设置的文件锁。
    * 子进程的未处理闹钟被清除。
    * 子进程的未处理信号集设置为空集。
    一般使 fork 失败的两个主要原因是：（a）系统中已经有了太多的进程，（b）该实际用户 ID 的进程总数超过了限制。