进程的状态：
1. Linux进程状态：R run 运行状态 0 (TASK_RUNNING)，可执行状态&运行状态(在run_queue队列里的状态)
2. Linux进程状态：S 浅度睡眠 1 系统默认sleep (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中断的睡眠状态, 可处理signal
3. Linux进程状态：D 深度睡眠 2 硬件交互I/O (TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中断的睡眠状态, 可处理signal, 有延迟
4. Linux进程状态：T stop 状态 4 (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暂停状态或跟踪状态, 不可处理signal, 因为根本没有时间片运行代码
5. Linux进程状态：Z 僵死状态 16(TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE)，退出状态，进程成为僵尸进程。不可被kill, 即不响应任务信号, 无法用SIGKILL杀死
6 . linux进程状态 ： X 死亡状态： 32
进程的创建：
fork（）
一个函数，两个返回值 父进程返回子进程pid ，子进程返回 0 ；错误返回 -1；
子进程获得父进程数据空间、堆和栈的复制品。注意，这是子进程拥有的拷贝。父、子进程并共享这些存储部分。如果正文段是只读的，则父、子进程共享正文段。
现在很多的实现并不做一个父进程数据段和堆的完全拷贝，因为在fork之后经常跟随着exec。作为替代，使用了写时复制(copy-on-write,cow)的技术。这些区域由父、子进程共享，而且内核将他们的存取许可权改变位只读的。如果有进程试图修改这些区域，则内核抛异常，典型的是虚存系统中的“页”，做一个拷贝。
根据copy-on-write的思想，在子进程中，改变父进程的数据时，会先 复制父进程的数据修然后再改，从而达到子进程对数据的修改不影响父进程。但是我们发现，复制的前后，其值的地址都是一样的。为什么呢？子进程拷贝的时候也拷贝了父进程的虚拟内存”页”，这样他们的虚拟地址都一样，但是对应不同的物理内存空间。
二、copy-on-write工作原理
假设进程A创建子进程B,之后进程A和进程B共享A的地址空间，同时该地址空间中的页面全部被标识为写保护。此时B若写address的页面，由于写保护的原因会引起写异常，在异常处理中，内核将address所在的那个写保护页面复制为新的页面，让B的address页表项指向该新的页面，新页面可写。而A的address页表项依然指向那个写保护的页面。然后当B在访问address时就会直接访问新的页面了，不会在访问到哪个写保护的页面。当A试图写address所在的页面时，由于写保护的原因此时也会引起异常，在异常处理中，内核如果发现该页面只有一个拥有进程，此种情况下也就是A,则直接对该页面取消写保护，此后当A再访问address时不会在有写保护错误了。如果此时A又创建子进程C,则该address所在的页面又被设置为写保护，拥有进程A和C,同时其他页面例如PAGEX依然维持写保护，只是拥有进程A、B和C。如果此时A访问PAGEX，则异常处理会创建一个新页面并将PAGEX中的内容复制到该页面，同时A相应 的pte指向该新页面。如果此时C也访问PAGEX，也会复制新页面并且让C对应的pte指向新页面。如果B再访问PAGEX，则由于此时PAGEX只有一个拥有进程B，故不再复制新页面，而是直接取消该页面的写保护，由于B的pte本来就是直接指向该页面，所以无需要在做其它工作。
fork的两种用法：
1、使父子进程执行不同的代码段；父进程等待客户端请求，子进程来处理请求；
2、一个进程要执行不同的程序；调用exec；
vfork（）
1、保证子进程先运行，
2、当子进程调用exit()或exec()后，父进程往下执行。
3、子进程享有父进程的地址空间，意味着子进程修改变量会影响到父进程；
引入vfork的目的：往往子进程都会被exec掉，那么干脆暂时不给他拷贝数据啥的了（写时拷贝虽然代价下但是也有代价啊），直接让他暂时用父进程的地址空间；父进程在外面等一会儿，等到子进程运行结束。
子进程刚开始暂时与父进程共享地址空间（其实就是线程的概念了），因为这时候子进程在父进程的地址空间中运行，所以子进程不能进行写操作，并且在儿子“霸占”着老子的房子时候，要委屈老子一下了，让他在外面歇着（阻塞），一旦儿子执行了exec或者exit后，相当于儿子买了自己的房子了，这时候就相当于分家了。
进程的等待：
wait
1.如果其所有子进程都还在运行，则阻塞
2.如果一个子进程已终止，正等待父进程获取其终止状态，则取得该子进程的终止状态立即返回。
3.如果它没有任何子进程，则立即出错返回
wait的作用
1、回收子进程，避免子进程变成僵尸进程；
2、保证父子进程的退出同步过程
3、回收子进程的退出状态
waiptpid提供了wait没有提供的三个功能：
1. waitpid可等待一个特定的进程
2. waitpid提供了一个wait的非阻塞版本
3. waitpid支持作业控制
waitpid
等待函数1:
pid_t wait(int*status);
返回值：成功返回被等待进程pid，失败返回-1。
参数status ： 输出型参数，获取子进程退出状态,不关心则可以设置成为NULL， 4字节，按字节安排，最低8位：退出信号（系统发出的信号）；次低8位：退出码；
如果进程由于接收到SIGCHLD而调用wait，则可期望wait会立即返回。但如果在任 意时刻调用wait，则进程可能阻塞。
在一个子进程 终止前，wait使其调用者阻塞，而waitpid有一个选项，可使调用者不阻 塞。
如果status不是一个空指针，则终止进程的终止状态就存放在它所指的单元内。如果不 关心终止状态，则可将该参数设为空指针(waitpid同样适用)。
等待函数2:
pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options);
返回值：
1. 当正常返回的时候waitpid返回收集到的⼦子进程的进程ID；
2. 如果设置了选项WNOHANG,⽽而调⽤用中waitpid发现没有已退出的子进程可收集,
则返回0；
3. 如果调用中出错,则返回-1,这时errno会被设置成相应的值以指示错误所在；
4. 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,这时errno被设置为ECHILD.
参数：
1. pid：
Pid=-1,等待任一个子进程。与wait等效。
Pid>0.等待其进程ID与pid相等的子进程。
Pid==0等待其组ID等于调⽤用进程组ID的任一个子进程。
Pid<-1等待其组ID等于pid绝对值的任一子进程。
2. status:
WIFEXITED(status) : 若为正常终止子进程返回的状态，则为真。（查看进程是 否是正常退出）
WEXITSTATUS(status) : 若WIFEXITED⾮非零，提取⼦子进程退出码。（查看进程 的退出码）
3. options:
WNOHANG :若pid指定的子进程没有结束，则waitpid()函数返回0，不予以等待。
0：阻塞方式等待
阻塞会一种卡在那里等，非阻塞发现没有子进程退出，就返回；若正常结束，则返回该子进程的ID。
进程的替换： 
不带字母p (表示示path)的exec函数 第一个参数必须是程序的相对路径或绝对路径,例如”/bin/ls”或”./a.out”,而不能是”ls”或”a.out”。对于带字母p的函数: 如果参数中包含/,则将其视为路径名。 否则视为不带路径的程序名,在PATH环境变量的目录列表中搜索这个程序。
带有字母l( 表示示list)的exec函数要求将新程序的每个命令行参数都当作一个参数传给它,命令行参数的个数是可变的,因此函数原型中有…,…中的最后一个可变参数应该是NULL, 起sentinel的作用用。
带有字母v( 表示示vector)的函数,则应该先构造一个指向各参数的指针数组,然后将该数组的首地址当作参数传给它,数组中的最后一个指针也应该是NULL,就main函数的argv参数或者环境变量表一样。
对于以e (表示示environment)结尾的exec函数,可以把一份新的环境变量表传给它,其他exec函数仍使用当前的环境变量表执行新程序。
可执行文件查找方式
表中的前四个函数的查找方式都是指定完整的文件目录路劲，而最后两个函数(以p结尾的函数)可以只给出文件名，系统会自动从环境变量”$PATH”所包含的路径中进行查找。
参数表传递方式
两种方式:一个一个列举和将所有参数通过指针数组传递
一函数名的第5个字母按来区分，字母”l”(list)的表示一个一个列举方式；字母”v”(vector)的表示将所有参数构造成指针数组传递,其语法为char *const argv[]
环境变量的使用
exec函数族可以默认使用系统的环境变量，也可以传入指定的环境变量。这里，以”e”(Envirment)结尾的两个函数execle、execve就可以在envp[]中传递当前进程所使用的环境变量。
使用的区别
可执行文件查找方式
参数表传递方式
环境变量的使用
exec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。
char *const ps_argv[] ={“ps”, “-o”, “pid,ppid,pgrp,session,tpgid,comm”, NULL};
char *const ps_envp[] ={“PATH=/bin:/usr/bin”, “TERM=console”, NULL};
execl(“/bin/ps”, “ps”, “-o”, “pid,ppid,pgrp,session,tpgid,comm”, NULL);
execv(“/bin/ps”, ps_argv);
execle(“/bin/ps”, “ps”, “-o”, “pid,ppid,pgrp,session,tpgid,comm”, NULL, ps_envp);
execve(“/bin/ps”, ps_argv, ps_envp);
execlp(“ps”, “ps”, “-o”, “pid,ppid,pgrp,session,tpgid,comm”, NULL); execvp(“ps”, ps_argv);
进程的终止：
对于父进程已经终止的所有进程，他们的父进程都改变为init进程。我们称这些进程有
Init领养。一个init的子进程（包括领养进程）终止时，init会调用一个wait函数取得其 终止状态。
对于一个已经终止、但其父进程尚未对其进行善后处理(获取终止子进程的有关信息，
释放它仍占有的资源)的进程被称为僵尸进程。子进程终止时，虽然不在运行，但它仍
然存在与系统中，进程表中代表子进程的表项不会立刻被释放，因为它的退出码还需
要保存在进程表项中以备父进程今后的wait调用使用，也就是说终止子进程与父进程
之间的关联还会保持，直到父进程也正常的终止或父进程调用wait才告结束。
(1)正常终止:
(a)在main函数内执行return语句。这等效于调用exit。
(b)调用exit函数
(c)调用_exit系统调用函数
(2)异常终止:
(a)调用abort。它产生SIGABRT信号，所以是一种异常终止的一种特列。
(b)当进程接收到某个信号时。例如，进程越出其地址空间访问存储单元，或者除以0,内核就会为该进程产生相应的信号。
注意:不管进程如何终止，最后都会执行内核中的同一段代码。这段代码为相应进程关闭所有打开描述符，释放它所使用的存储器等。
_exit()函数的作用最为简单：直接进程停止运行，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，就是”清理I/O”缓冲。