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fork()子进程创建
在 UNIX 系统中，用户创建一个新进程的唯一方法就是调用系统调用 fork。调 用 fork 的进程称为父进程，而新创建的进程叫做子进程。系统 调用的语法格式：
pid = fork();
在从系统调用 fork 中返回时，两个进程除了返回值 pid 不同外，具有 完全一样的用户级上下文。在子进程中，pid 的值为零。在系统启动时由核心内 部地创建的进程0是唯一不通过系统调用 fork 而创建的进程。
核心为系统调用 fork 完成下列操作：
- 为新进程在进程表中分配一个空项。
- 为子进程赋一个唯一的进程标识号 (PID)。
- 做一个父进程上下文的逻辑副本。由于进程的某些部分，如正文区，可能被几个 进程所共享，所以核心有时只要增加某个区的引用数即可，而不是真的将该区拷贝到一个 新的内存物理区。
- 增加与该进程相关联的文件表和索引节点表的引用数。
- 对父进程返回子进程的进程号，对子进程返回零。
理解系统调用 fork 的实现是十分重要的，因为子进程就象从天而降一样地开始 它的执行序列。
下面是系统调用 fork 的算法。核心首先确信有足够的资源来成功完成 fork。 如果资源不满足要求，则系统调用 fork 失败。如果资源满足要求，核心在进程 表中找一个空项，并开始构造子进程的上下文。
算法：fork
输入：无
输出：对父进程是子进程的 PID
对子进程是0
{
检查可用的核心资源
取一个空闲的进程表项和唯一的 PID 号
检查用户没有过多的运行进程
将子进程的状态设置为“创建”状态
将父进程的进程表中的数据拷贝到子进程表中
当前目录的索引节点和改变的根目录(如果可以)的引用数加1
文件表中的打开文件的引用数加1
在内存中作父进程上下文的拷贝
在子进程的系统级上下文中压入虚设系统级上下文层
/* 虚设上下文层中含有使子进程能
* 识别自己的数据，并使子进程被调度时
* 从这里开始运行
*/
if (正在执行的进程是父进程) {
将子进程的状态设置为“就绪”状态
return (子进程的 PID) // 从系统到用户
}
else {
初始化计时区
return 0;
}
}
我们来看看下面的例子。该程序说明的是经过系统调用 fork 之后，对文件的 共享存取。用户调用该程序时应有两个参数，一个是已经有的文件名，另外一个是要 创建的新文件名。该进程打开已有的文件，创建一个新文件，然后，假定没有遇见过 错误，它调用 fork 来创建一个子进程。子进程可以通过使用相同的文件描述 符而继承地存取父进程的文件(即父进程已经打开和创建的文件)。
当然，父进程和子进程要分别独立地调用 rdwrt 函数，并执行一个循环，即从 源文件中读一个字节，然后写一个字节到目标文件中区。当系统调用 read 遇见 文件尾时，函数 rdwrt 立即返回。
#include <fcntl.h>
int fdrd, fdwt;
char c;
main(int argc, char *argv[])
{
if (argc != 3) {
exit(1);
}
if ((fdrd = open(argv[1], O_RDONLY)) == -1) {
exit(1);
}
if ((fdwt = creat(argv[2], 0666)) == -1) {
exit(1);
}
fork();
// 两个进程执行同样的代码
rdwrt();
exit(0);
}
rdwrt()
{
for (;;) {
if (read(fdrd, &c, 1) != 1) {
return ;
}
write(fdwt, &c, 1);
}
}
在这个例子中，两个进程的文件描述符都指向相同的文件表项。这两个进程永远 不会读或写到相同的文件偏移量，因为核心在每次 read 和 write 调用 之后，都要增加文件的偏移量。尽管两个进程似乎是将源文件拷贝了两次，但因为 他们分担了工作任务，因此，目标文件的内容依赖于核心调度两个进程的次序。如果 核心这样调度两个进程：使他们交替地执行他们的系统调用，或甚至使他们交替地 执行每对 read 和 write 调用，则目标文件的内容和源文件的内容完全一致。但考虑 这样的情况：两个进程正要读源文件中的两个连续的字符 "ab"。假定父进程读了字 符 "a"，这时，核心在父进程写之前，做了上下文切换来执行子进程。如果子进程 读到字符 "b"，并在父进程被调度前，将它写到目标文件，那么目标文件将不再含有 字符串 "ab"，而是含有 "ba"了。核心并不保证进程执行的相对速率。
再来看看另外一个例子：
#include <string.h>
char string[] = "Hello, world";
main()
{
int count, i;
int to_par[2], to_chil[2]; // 到父、子进程的管道
char buf[256];
pipe(to_par);
pipe(to_chil);
if (fork() == 0) {
// 子进程在此执行
close(0); // 关闭老的标准输入
dup(to_child[0]); // 将管道的读复制到标准输入
close(1); // 关闭老的标准输出
dup(to_par[1]); // 将管道的写复制到标准输出
close(to_par[1]); // 关闭不必要的管道描述符
close(to_chil[0]);
close(to_par[0]);
close(to_chil[1]);
for (;;) {
if ((count = read(0, buf, sizeof(buf)) == 0)
exit();
write(1, buf, count);
}
}
// 父进程在此执行
close(1); // 重新设置标准输入、输出
dup(to_chil[1]);
close(0);
dup(to_par[0]);
close(to_chil[1]);
close(to_par[0]);
close(to_chil[0]);
close(to_par[1]);
for (i = 0; i < 15; i++) {
write(1, string, strlen(string));
read(0, buf, sizeof(buf));
}
}
子进程从父进程继承了文件描述符0和1(标准输入和标准输出)。两次执行系统调用 pipe 分别在数组 to_par 和 to_chil 中分配了两个文件描述符。然后该进程 执行系统调用 fork，并复制进程上下文：象前一个例子一样，每个进程存取 自己的私有数据。父进程关闭他的标准输出文件(文件描述符1)，并复制(dup)从管道 线 to_chil 返回的写文件描述符。因为在父进程文件描述符表中的第一个空槽是刚刚 由关闭腾出来的，所以核心将管道线写文件描述符复制到了文件描述符表中的第一 项中，这样，标准输出文件描述符变成了管道线 to_chil 的写文件描述符。 父进程以类似的操作将标准输入文件描述符替换为管道线 to_par 的读文件 描述符。与此类似，子进程关闭他的标准输入文件(文件描述符0)，然后复制 (dup) 管道 线 to_chil 的读文件描述符。由于文件描述符表的第一个空项是原先的标准 输入项，所以子进程的标准输入变成了管道线 to_chil 的读文件描述符。 子进程做一组类似的操作使他的标准输出变成管道线 to_par 的写文件描述 符。然后两个进程关闭从 pipe 返回的文件描述符。上述操作的结果是：当 父进程向标准输出写东西的时候，他实际上是写向 to_chil--向子进程发送 数据，而子进程则从他的标准输入读管道线。当子进程向他的标准输出写的时候， 他实际上是写入 to_par--向父进程发送数据，而父进程则从他的标准输入 接收来自管道线的数据。两个进程通过两条管道线交换消息。
无论两个进程执行的顺序如何，这个程序执行的结果是不变的。他们可能去执行睡眠 和唤醒来等待对方。父进程在15次循环后退出。然后子进程因管道线没有写进程而读 到“文件尾”标志，并退出。
