Linux进程管理命令——进程查看
- ps命令：报告进程标识、用户、CPU时间消耗及其他属性
- 命令单独使用可以看到前台执行的进程；后台进程可以使用带参 数的ps命令（如ps -ax）
- 提供进程的一次性查看，结果不连续
- 结果数据很精确，但数据量庞大
- top命令：显示CPU占用率为前几位的进程
- 动态显示，输出结果连续
- 消耗较多的系统资源
- pstree命令：列出当前的进程，以及它们的树状结构
- 将当前的执行程序以树状结构显示，弥补ps命令的不足
- 支持指定特定程序(PID)或使用者(USER)作为显示的起始
Linux进程管理命令—进程终止
- 终止一个进程或终止一个正在运行的程序
- kill命令：根据PID向进程发送信号，缺省操作是停止进程
- 如果进程启动了子进程，只终止父进程，子进程运行中将仍 消耗资源成为“僵尸”进程，可用kill -9强制终止退出
- pkill命令：终止同一进程组内的所有进程。允许指定要终止的进程名称，而非PID
- Killall命令：与pkill应用方法类似，直接杀死运行中的程 序
- 数据库服务器的父进程不能用这些命令杀死（容易产生更多 的文件碎片导致数据库崩溃）
Linux进程控制函数——进程创建
fork()
pid=fork();
fork系统调用用于创建一个新进程，称为子进程，它与进程（称为系统调用fork的进程）同时运行，此进程称为父进程。创建新的子进程后，两个进程将执行fork（）系统调用之后的下一条指令。子进程使用相同的pc（程序计数器），相同的CPU寄存器，在父进程中使用的相同打开文件。
它不需要参数并返回一个整数值。下面是fork（）返回的不同值。
- 负值：创建子进程失败。
- 零：返回到新创建的子进程。
- 正值：返回父母或来电者。该值包含新创建的子进程的进程ID
头文件:1
2
函数原型:
pid_t fork( void);
（pid_t 是一个宏定义，其实质是int 被定义在#include
返回值： 若成功调用一次则返回两个值，子进程返回0，父进程返回子进程ID；否则，出错返回-1
函数说明：
一个现有进程可以调用fork函数创建一个新进程。由fork创建的新进程被称为子进程（child process）。fork函数被调用一次但返回两次。两次返回的唯一区别是子进程中返回0值而父进程中返回子进程ID。
子进程是父进程的副本，它将获得父进程数据空间、堆、栈等资源的副本。注意，子进程持有的是上述存储空间的“副本”，这意味着父子进程间不共享这些存储空间。
UNIX将复制父进程的地址空间内容给子进程，因此，子进程有了独立的地址空间。在不同的UNIX (Like)系统下，我们无法确定fork之后是子进程先运行还是父进程先运行，这依赖于系统的实现。所以在移植代码的时候我们不应该对此作出任何的假设。
为什么fork会返回两次？
由于在复制时复制了父进程的堆栈段，所以两个进程都停留在fork函数中，等待返回。因此fork函数会返回两次，一次是在父进程中返回，另一次是在子进程中返回，这两次的返回值是不一样的。
fork调用的一个奇妙之处就是它仅仅被调用一次，却能够返回两次，它可能有三种不同的返回值：
(1)在父进程中，fork返回新创建子进程的进程ID；
(2)在子进程中，fork返回0；
(3)如果出现错误，fork返回一个负值。
在fork函数执行完毕后，如果创建新进程成功，则出现两个进程，一个是子进程，一个是父进程。在子进程中，fork函数返回0，在父进程中，fork返回新创建子进程的进程ID。我们可以通过fork返回的值来判断当前进程是子进程还是父进程。
引用一位网友的话来解释fork函数返回的值为什么在父子进程中不同。“其实就相当于链表，进程形成了链表，父进程的fork函数返回的值指向子进程的进程id, 因为子进程没有子进程，所以其fork函数返回的值为0.
调用fork之后，数据、堆、栈有两份，代码仍然为一份但是这个代码段成为两个进程的共享代码段都从fork函数中返回，箭头表示各自的执行处。当父子进程有一个想要修改数据或者堆栈时，两个进程真正分裂。
exec()
函数族exec() ：启动另外的进程取代当前的进程
include
- extern char **environ;
- int execl(const char *path, const char *arg, …);
- int execlp(const char *file, const char *arg, …);
- int execle(const char *path, const char *arg, const char *envp[]);
- int execv(const char *path, const char *argv[]);
- int execve(const char *path, const char *argv[], const char *envp[];
- int execvp(const char *file, const char *argv[]);
其中只有execve是真正意义上的系统调用，其它都是在此基础上经过包装的库函数。
exec族函数的作用
exec函数族的作用是根据指定的文件名找到可执行文件，并用它来取代调用进程的内容，换句话说，就是在调用进程内部执行一个可执行文件。这里的可执行文件既可以是二进制文件，也可以是任何Linux下可执行的脚本文件。
与一般情况不同，exec函数族的函数执行成功后不会返回，因为调用进程的实体，包括代码段，数据段和堆栈等都已经被新的内容取代，只留下进程ID等一些表面上的信息仍保持原样，颇有些神似”三十六计”中的”金蝉脱壳”。看上去还是旧的躯壳，却已经注入了新的灵魂。只有调用失败了，它们才会返回一个-1，从原程序的调用点接着往下执行。
现在我们应该明白了，Linux下是如何执行新程序的，每当有进程认为自己不能为系统和用户做出任何贡献了，他就可以发挥最后一点余热，调用任何一个exec，让自己以新的面貌重生；或者，更普遍的情况是，如果一个进程想执行另一个程序，它就可以fork出一个新进程，然后调用任何一个exec，这样看起来就好像通过执行应用程序而产生了一个新进程一样。
事实上第二种情况被应用得如此普遍，以至于Linux专门为其作了优化，我们已经知道，fork会将调用进程的所有内容原封不动的拷贝到新产生的子进程中去，这些拷贝的动作很消耗时间，而如果fork完之后我们马上就调用exec，这些辛辛苦苦拷贝来的东西又会被立刻抹掉，这看起来非常不划算，于是人们设计了一种”写时拷贝（copy-on-write）”技术，使得fork结束后并不立刻复制父进程的内容，而是到了真正实用的时候才复制，这样如果下一条语句是exec，它就不会白白作无用功了，也就提高了效率。
对于新程序的命令行参数和环境表有长度大小的限制，对于linux来讲这个限制是4096个字节。执行了exec函数的进程不改变以下进程特征：
- 1.进程ID和父进程ID
- 2.实际用户ID和实际组ID
- 3.进程组ID和附加组ID
- 4.控制终端
- 5.会话ID
- 6.时钟预留着时间
- 7.当前工作目录和根目录
- 8.文件创建屏蔽字和文件锁
- 9.信号屏蔽字和未处理信号集
- 10.资源限制
返回值
如果执行成功则函数不会返回，执行失败则直接返回-1，失败原因存于errno 中。
注意
大家在平时的编程中，如果用到了exec函数族，一定记得要加错误判断语句。因为与其他系统调用比起来，exec很容易受伤，被执行文件的位置，权限等很多因素都能导致该调用的失败。最常见的错误是：
- 1.找不到文件或路径，此时errno被设置为ENOENT；
- 2.数组argv和envp忘记用NULL结束，此时errno被设置为EFAULT；
- 3.没有对要执行文件的运行权限，此时errno被设置为EACCES。
- l表示以参数列表的形式调用
- v表示以参数数组的方式调用
- e表示可传递环境变量
- p表示PATH中搜索执行的文件，如果给出的不是绝对路径就会去PATH搜索相应名字的文件，如PATH没有设置， 则会默认在/bin,/usr/bin下搜索。
- 另：调用时参数必须以NULL结束。原进程打开的文件描述符是不会在exec中关闭的，除非用fcntl设置它们的“执行时关闭标志（close on exec）”而原进程打开的目录流都将在新进程中关闭。
Linux进程属性操作
- 设置进程属性
- nice()：改变进程执行的优先级
- setpgid()：将指定进程的组进程设为指定的组识别码
- setpgrp()：将目前进程的组进程识别码设为目前进程的进程 识别码，等价于setpgid(0,0)
- setpriority()：设置进程、进程组和用户的执行优先权
- 获取进程属性
- getpid()：获取目前进程的进程标识
- getpgid()：获得参数pid指定进程所属的组识别码
- getpgrp()：获得目前进程所属的组识别号，等价于
- getpgid(0)
- getpriotity()：获得进程、进程组和用户的执行优先权
进程退出
- 正常退出：在main()函数中执行return、调用exit()函数 或_exit()函数
- 异常退出：调用abort()函数、进程收到信号而终止
- 区别
- exit是一个函数，有参数，把控制权交给系统
- return是函数执行完后的返回，将控制权交给调用函数
- exit是正常终止进程，abort是异常终止
- exit中参数为0代表进程正常终止，为其他值表示程序执行过程 中有错误发生
- exit()在头文件stdlib.h中声明，先执行清除操作，再将控制权 返回给内核
- _exit()在头文件unistd.h中声明，执行后立即返回给内核
等待进程终止
wait(); waitpid();
- ① wait() 语法格式： pid=wait(stat_addr);
wait()函数使父进程暂停执行，直到它的一个子进程结束为止，该函数 的返回值是终止运行的子进程的PID。参数status所指向的变量存放子 进程的退出码，即从子进程的main函数返回的值或子进程中exit()函数 的参数。如果status不是一个空指针，状态信息将被写入它指向的变量。 ② waitpid() 语法格式：waitpid(pid_t pid,int * status,int options)
用来等待子进程的结束，但它用于等待某个特定进程结束。
参数pid指明要等待的子进程的PID，参数status的含义与wait()函数中的 status相同。如果在调用 waitpid()时子进程已经结束,则 waitpid()会立即返回子进程结束状态值。 子进程的结束状态值会由参数 status 返回,而子进程的进程识别码也会一起返回。如果不在意结束状态值,则参数 status 可以设成 NULL。参数 pid 为欲等待的子进程识别码.
其他数值意义如下:- pid<-1 等待进程组识别码为 pid 绝对值的任何子进程。
- pid=-1 等待任何子进程,相当于 wait()。
- pid=0 等待进程组识别码与目前进程相同的任何子进程。
- pid>0 等待任何子进程识别码为 pid 的子进程。
参数options提供了一些额外的选项来控制waitpid，参数 option 可以为 0 或可以用”|”运算符把它们连接起来使用，比如：
ret=waitpid(-1,NULL,WNOHANG | WUNTRACED);
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。若结束，则返回该子进程的ID。
WUNTRACED 若子进程进入暂停状态，则马上返回，但子进程的结束状态不予以理会。WIFSTOPPED(status)宏确定返回值是否对应与一个暂停子进程。子进程的结束状态返回后存于 status,底下有几个宏可判别结束情况:
WIFEXITED(status)如果若为正常结束子进程返回的状态，则为真；对于这种情况可执行WEXITSTATUS(status)，取子进程传给exit或_eixt的低8位。
WEXITSTATUS(status)取得子进程 exit()返回的结束代码,一般会先用 WIFEXITED 来判断是否正常结束才能使用此宏。
WIFSIGNALED(status)若为异常结束子进程返回的状态，则为真；对于这种情况可执行WTERMSIG(status)，取使子进程结束的信号编号。
WTERMSIG(status) 取得子进程因信号而中止的信号代码,一般会先用 WIFSIGNALED 来判断后才使用此宏。
WIFSTOPPED(status) 若为当前暂停子进程返回的状态，则为真；对于这种情况可执行WSTOPSIG(status)，取使子进程暂停的信号编号。
WSTOPSIG(status) 取得引发子进程暂停的信号代码,一般会先用 WIFSTOPPED 来判断后才使用此宏。
如果执行成功则返回子进程识别码(PID) ,如果有错误发生则返回
返回值-1。失败原因存于 errno 中。
进程的软中断通信
signal()
表头文件#include
功能：设置某一信号的对应动作
函数原型：void (*signal(int signum,void(* handler)(int)))(int);
或者：typedef void (*sig_t)( int );
sig_t signal(int signum,sig_t handler);
参数说明：
第一个参数signum指明了所要处理的信号类型，它可以取除了SIGKILL和SIGSTOP外的任何一种信号。
第二个参数handler描述了与信号关联的动作，它可以取以下三种值：
- （1）一个无返回值的函数地址
此函数必须在signal()被调用前申明，handler中为这个函数的名字。当接收到一个类型为signum的信号时，就执行handler 所指定的函数。这个函数应有如下形式的定义：
void func(int sig); - （2）SIG_IGN
这个符号表示忽略该信号，执行了相应的signal()调用后，进程会忽略类型为sig的信号。 - （3）SIG_DFL
这个符号表示恢复系统对信号的默认处理。
函数说明：
signal()会依参数signum 指定的信号编号来设置该信号的处理函数。当指定的信号到达时就会跳转到参数handler指定的函数执行。当一个信号的信号处理函数执行时，如果进程又接收到了该信号，该信号会自动被储存而不会中断信号处理函数的执行，直到信号处理函数执行完毕再重新调用相应的处理函数。但是如果在信号处理函数执行时进程收到了其它类型的信号，该函数的执行就会被中断。
返回值：返回先前的信号处理函数指针，如果有错误则返回SIG_ERR(-1)。
下面的情况可以产生Signal：
- 按下CTRL+C产生SIGINT
- 硬件中断，如除0，非法内存访问（SIGSEV）等等
- Kill函数可以对进程发送Signal
- Kill命令。实际上是对Kill函数的一个包装
- 软件中断。如当Alarm Clock超时（SIGURG），当Reader中止之后又向管道写数据（SIGPIPE），等等
Signals:
| Signal | Description |
|---|---|
| SIGABRT | 由调用abort函数产生，进程非正常退出 |
| SIGALRM | 用alarm函数设置的timer超时或setitimer函数设置的interval timer超时 |
| SIGBUS | 某种特定的硬件异常，通常由内存访问引起 |
| SIGCANCEL | 由Solaris Thread Library内部使用，通常不会使用 |
| SIGCHLD | 进程Terminate或Stop的时候，SIGCHLD会发送给它的父进程。缺省情况下该Signal会被忽略 |
| SIGCONT | 当被stop的进程恢复运行的时候，自动发送 |
| SIGEMT | 和实现相关的硬件异常 |
| SIGFPE | 数学相关的异常，如被0除，浮点溢出，等等 |
| SIGFREEZE | Solaris专用，Hiberate或者Suspended时候发送 |
| SIGHUP | 发送给具有Terminal的Controlling Process，当terminal被disconnect时候发送 |
| SIGILL | 非法指令异常 |
| SIGINFO | BSD signal。由Status Key产生，通常是CTRL+T。发送给所有Foreground Group的进程 |
| SIGINT | 由Interrupt Key产生，通常是CTRL+C或者DELETE。发送给所有ForeGround Group的进程 |
| SIGIO | 异步IO事件 |
| SIGIOT | 实现相关的硬件异常，一般对应SIGABRT |
| SIGKILL | 无法处理和忽略。中止某个进程 |
| SIGLWP | 由Solaris Thread Libray内部使用 |
| SIGPIPE | 在reader中止之后写Pipe的时候发送 |
| SIGPOLL | 当某个事件发送给Pollable Device的时候发送 |
| SIGPROF | Setitimer指定的Profiling Interval Timer所产生 |
| SIGPWR | 和系统相关。和UPS相关。 |
| SIGQUIT | 输入Quit Key的时候（CTRL+\）发送给所有Foreground Group的进程 |
| SIGSEGV | 非法内存访问 |
| SIGSTKFLT | Linux专用，数学协处理器的栈异常 |
| SIGSTOP | 中止进程。无法处理和忽略。 |
| SIGSYS | 非法系统调用 |
| SIGTERM | 请求中止进程，kill命令缺省发送 |
| SIGTHAW | Solaris专用，从Suspend恢复时候发送 |
| SIGTRAP | 实现相关的硬件异常。一般是调试异常 |
| SIGTSTP | Suspend Key，一般是Ctrl+Z。发送给所有Foreground Group的进程 |
| SIGTTIN | 当Background Group的进程尝试读取Terminal的时候发送 |
| SIGTTOU | 当Background Group的进程尝试写Terminal的时候发送 |
| SIGURG | 当out-of-band data接收的时候可能发送 |
| SIGUSR1 | 用户自定义signal 1 |
| SIGUSR2 | 用户自定义signal 2 |
| SIGVTALRM | setitimer函数设置的Virtual Interval Timer超时的时候 |
| SIGWAITING | Solaris Thread Library内部实现专用 |
| SIGWINCH | 当Terminal的窗口大小改变的时候，发送给Foreground Group的所有进程 |
| SIGXCPU | 当CPU时间限制超时的时候 |
| SIGXFSZ | 进程超过文件大小限制 |
| SIGXRES | Solaris专用，进程超过资源限制的时候发送 |
注意
- 不要使用低级的或者STDIO.H的IO函数
- 不要使用对操作
- 不要进行系统调用
- 不是浮点信号的时候不要用longjmp
- signal函数是由ISO C定义的。因为ISO C不涉及多进程，进程组以及终端I/O等，所以他对信号的定义非常含糊，以至于对UNIX系统而言几乎毫无用处。
- 备注：因为signal的语义与现实有关，所以最好使用sigaction函数替代本函数
当某个信号出现时，系统有三种处理方式：
- 忽略信号：大多数信号使用，但SIGKIL和SIGSTOP不能被忽略
- 捕捉信号：通知内核在某种信号发生时，调用一个用户函数
- 执行系统默认动作：异常终止(abort)、退出(exit)、忽略(ignore)、停 止(stop)或继续(continue)
功能
- 发送信号：发送进程把信号送到指定进程信号域的某一位上，如目标进程正在一个可被中断的优先级上睡眠，核心便将其唤醒
- 预置对信号的处理方式：进程处于核心态时，即使受到软中断也不予理睬；只有当它返回到用户态后，才处理软中断信号
- 收受信号的进程按事先规定完成对相应事件的处理
进程的软中断通信——函数的使用
向一个进程或一组进程发送一个信号：int kill(pid, sig)
pid>0时，核心将信号发送给进程pid
pid<0时，核心将信号发送给与发送进程同组的所有进程
pid=-1时，核心将信号发送给所有用户标识符真正等于发送进程的有 效用户标识号的进程预置信号接收后的处理方式：signal(sig, function)
function=1时，屏蔽该类信号
function=0时，收到sig信号后终止自己
function为非0、非1类整数时，执行用户设置的软中断处理程序
Linux进程间通信—管道和有名管道
- 管道用于具有亲缘关系进程间的通信
- 管道是半双工的，数据只能单向流动（双方通信需建立两个管道）
- 管道只能用于父子进程或兄弟进程之间
- 管道对于管道两端的进程而言就是一个文件，并单独构成一种文件 系统，存在于内存中
- 写管道的内容添加在管道缓冲区的末尾，读管道则从缓冲区头部读 出
- 有名管道在普通管道具备功能基础上，通过给管道命名的 方法变成管道文件，允许无亲缘关系进程间通过访问管道 文件进行通信
无名管道的使用
- int pipefd[2]; int pipe(pipefd); /*创建无名管道*/
pipefd[0]只能用于读; pipe[1]只能用于写
pipe函数定义中的fd参数是一个大小为2的一个数组类型的指针。该函数成功时返回0，并将一对打开的文件描述符值填入fd参数指向的数组。失败时返回 -1并设置errno。
通过pipe函数创建的这两个文件描述符 fd[0] 和 fd[1] 分别构成管道的两端，往 fd[1] 写入的数据可以从 fd[0] 读出。并且 fd[1] 一端只能进行写操作，fd[0] 一端只能进行读操作，不能反过来使用。要实现双向数据传输，可以使用两个管道。
默认情况下，这一对文件描述符都是阻塞的。此时，如果我们用read系统调用来读取一个空的管道，则read将被阻塞，知道管道内有数据可读；如果我们用write系统调用往一个满的管道中写数据，则write也将被阻塞，直到管道有足够的空闲空间可用(read读取数据后管道中将清除读走的数据)。当然，用户可自行将 fd[0] 和 fd[1] 设置为非阻塞的。
如果管道的写端文件描述符 fd[1] 的引用计数减少至0，即没有任何进程需要往管道中写入数据，则对该管道的读端文件描述符 fd[0] 的read操作将返回0(管道内不存在数据的情况)，即读到了文件结束标记(EOF，End Of File)；反之，如果管道的读端文件描述符 fd[0] 的引用计数减少至0，即没有任何进程需要从管道读取数据，则针对该管道的写端文件描述符 fd[1] 的write操作将失败，并引发SIGPIPE信号(往读端被关闭的管道或socket连接中写数据)。
管道内部传输的数据是字节流，这和TCP字节流的概念相同。但它们又存在细微的差别。应用层程序能往一个TCP连接中写入多少字节的数据，取决于对方接受窗口的大小和本端的拥塞窗口的大小。而管道的话本身拥有一个容量限制，它规定如果管道的写端应用程序不将管道中数据读走的话，该管道最多还能被写入多少字节的数据。管道容量的大小默认是65536字节。我们也可以使用fcntl函数来修改管道容量。
父进程调用pipe函数创建管道，得到两个文件描述符fd[0]、fd[1]指向管道的读端和写端。
父进程调用fork创建子进程，那么子进程也有两个文件描述符指向同一管道。
父进程关闭管道读端，子进程关闭管道写端。父进程可以向管道中写入数据，子进程将管道中的数据读出。由于管道是利用环形队列实现的，数据从写端流入管道，从读端流出，这样就实现了进程间通信。
- 将数据写入管道：write()
- 函数原型:
int write(int handle, void *buf, int nbyte) - 管道长度受到限制，管道满时写入操作将被阻塞，直到管道中的 数据被读取
- fcntl()可将管道设置为非阻塞模式
- 函数原型:
- 从管道读取数据：read()
- 函数原型:
ssize_t read (int fd, void *buf, size_t count); - 返回值：成功返回读取的字节数，出错返回-1并设置errno，如果在调read之前已到达文件末尾，则这次read返回0。
- 参数：参数count是请求读取的字节数，读上来的数据保存在缓冲区buf中，同时文件的当前读写位置向后移。注意这个读写位置和使用C标准I/O库时的读写位置有可能不同，这个读写位置是记在内核中的，而使用C标准I/O库时的读写位置是用户空间I/O缓冲区中的位置。比如用fgetc读一个字节，fgetc有可能从内核中预读1024个字节到I/O缓冲区中，再返回第一个字节，这时该文件在内核中记录的读写位置是1024，而在FILE结构体中记录的读写位置是1。注意返回值类型是ssize_t，表示有符号的size_t，这样既可以返回正的字节数、0（表示到达文件末尾）也可以返回负值-1（表示出错）。
read函数返回时，返回值说明了buf中前多少个字节是刚读上来的。有些情况下，实际读到的字节数（返回值）会小于请求读的字节数count，例如：读常规文件时，在读到count个字节之前已到达文件末尾。例如，距文件末尾还有30个字节而请求读100个字节，则read返回30，下次read将返回0。 - 当数据被读取后，数据将自动被管道清除
- 不能由一个进程向多个进程同时传递同一个数据
- fcntl()可将管道读模式设置为非阻塞模式
- 函数原型:
- 关闭管道：close()
- 函数原型:
int close(int fd); - 返回值：成功返回0，出错返回-1并设置errno
- 参数fd是要关闭的文件描述符。需要说明的是，当一个进程终止时，内核对该进程所有尚未关闭的文件描述符调用close关闭，所以即使用户程序不调用close，在终止时内核也会自动关闭它打开的所有文件。但是对于一个长年累月运行的程序（比如网络服务器），打开的文件描述符一定要记得关闭，否则随着打开的文件越来越多，会占用大量文件描述符和系统资源。
- 关闭读端口时，在管道上进行写操作的进程将收到SIGPIPE信号
- 关闭写端口时，进行读操作的read()函数将返回0
- 函数原型:
管道通信的使用—命名管道的创建与读写
- 创建命名管道：
1
2int mknod(const char *path, mode_t mod, dev_t dev)；
int mkfifo(const char *path, mode_t mode)； - 命名管道必须先调用open()将其打开
- 同时用读写方式(O_RDWR)打开时，一定不会导致阻塞
- 以只读方式(O_RDONLY)打开时，调用open()函数的进程将会被 阻塞直到有写方打开管道
- 以写方式(O_WRONLY)打开时，阻塞直到有读方打开管道
实例
实现进程简单控制和利用管道通信
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