UC内核编程-精华.doc

2013 - 7 - 2链表的增删效率高，查询效率低；数组效率均衡。算法：排序 冒泡 （相邻比较，前比后大，交换）选择 （依次选择最小的，和对应下标交换）插入 （逐次把第二到第n 个元素插入到前面n-1个元素）快速 （）查找 顺序 （1 n）二分 （从一半开始） ，针对有序Minix (Mini UNIX) ，简化版的unix系统。Fedora 稳定性好。gcc -v 察看gcc版本。.h 预处理 后的文件 gcc -E -o xx.cgcc -Wall 察看更多的警告。#warning 产生一个警告。#error 产生错误。#pragma 提供一些额外功能。_LINE_ 输出行号。 /当前目录中查找。gcc -i 头文件目录 /可以指定任意位置的头文件。系统目录中查找。配置环境变量 CPATH或C_INCLUDE_PATH也可以找到。#pragma GCC dependency 文件名 /控制文件的时间先后，比较指定文件和代码文件哪个更新，若指定文件更新产生警告。#pragma GCC poison 标识符/关键字 /禁用一些关键字或标识符#pragma pack(n) /设置结构体的对齐和补齐方式。配置PATH方法：在bash, vi 登陆目录下的 .bashrc或.bash_profile，最后加上:export PATH=.:%PASH保存推出。.代表当前目录，:代表不同目录分隔符。$PATH代表把原来的PATH 接过来，避免覆盖系统命令。效果在重启后有效，source .bashrc。创建静态库：库文件就是 .o文件的 集合。Unix/Linux，提供两种库，共享库和静态库。静态库: .a ;共享库: .so静态库 是代码的复制过程，共享库 是留下函数的地址。连接静态库，可执行文件比较大，修改后需要重新连接，不利于维护和更新。好处是独立，可执行文件在运行时，不需要再次访问静态库。使用共享库，可执行文件小，修改后不一定重新连接，便于维护和更新。不独立， 可执行文件运行时，需要多次访问共享库。一般开发中，使用共享库。静态库和共享库的生成和调用：静态库的生成和调用：1、写源代码，保存推出。2、编译源代码，生成 .o文件。 gcc -c3、打包 生成 静态文件ar -r lib名字.a add.o (所有.o文件)静态库文件名组成： lib开头，.a结尾，中间放名字。静态库的调用步骤：1、写调用源程序（test.c）2、编译 调用的源程序3、连接 调用和静态库三种方式：a）gcc test.o libxx.a（就是直接把文件名放在一起）b）先配置环境变量LIBARY_PATH，把库文件所在的路径配好。然后用gcc test.o -l xx (lib和.a省略)。c）直接连用：gcc test.o -l xx -L 库文件所在路径。注：开发 给别人提供 头文件+库文件即可。共享库的生成步骤：1、写源程序2、编译源程序，生成.o文件。gcc -c -fpic add.c3、生成 共享库文件。gcc -shared add.o -o libmyku.so共享的使用步骤：和静态库完全一样。注：共享库的执行需要配置 环境变量LD_LIBRARY_PATH，否则./a.out运行不起来export LD_LIBRARY_PATH=.2013 - 7 - 4#include /库 dl:动态库 /非重点void *dlopen(const char *filename, int flag);/打开共享库，加载，参数：共享库名，加载方式:RTLD_LAZY 延时加载，何时用何时加载。RTLD_NOW 立即加载，不管现在用不用。返回 一个 打开的共享库 的首地址 (void *)。void *dlsym(void *handle, const char *symbol);/查找要调用的函数，参数：打开的共享库（dlopen的返回）。函数名。返回 函数指针。int dlclose(void *handle);/关闭共享库，参数：打开的共享库。char *dlerror(void);/无错误，返回空，检测dl系列函数是否出错，不出错返回NULL。注：连接时 需要加 -ldl, 不需要配置环境变量。ldd a.out /察看a.out相关的共享库。C程序员处理错误的方法：1、返回值代表出错，指针类型，NULL代表出错；2、返回int类型，并且返回数据不可能是负数，-1代表出错。3、返回int类型，数据可能是负数，数据将不再用return返回，而是用指针取得，同时返回-1代表出错，返回0代表正常。4、返回不需要处理错误，可以返回void。C语言中，错误的存储方式，没中错误都有自己的编号和信息，编号在外部全局变量，（来自其他文件）errno，编号对应信息的函数：strerror 传入error，返回char*（错误信息）。perror 显示错误的信息。不用你传入error，自己找，但可以加上额外的信息。errno.h和stdio.hprintf(%m) %m 就代表 错误字符串信息，不需要传参。errno只有在出错时候改值，成功不修改，因此不可用errno判断是否成功。errno是一个全局变量，因此随时可能改变。errno 并非适合所有函数，有些函数不用。使用外部全局变量，要加extern关键字。extern char* environ;/预先定义好的变量，直接使用。字符串数组，就是首地址，extern 表示来自其他文件。字符串数组以NULL结束。2013 - 7 - 5信息管理系统（文件版）（数据库版）char* p;*p+5/走了5个字节；p+5/走了5个字符串。环境变量和环境表getenv 取得环境变量，按照环境变量名可以取得。setenv 新增/修改环境变量，设置是否替换。putenv 新增/修改环境变量，固定会替换。unsetenv 删除环境变量，按照环境变量名删除。clearenv 清楚所有环境变量。数据结之映射： 存储一对数据，映射（Map）前面叫key（键），后面叫value（值），这一对数据叫键值对。int setenv(const char *name, const char *value, int overwrite);/overwrite覆盖。用法实例：#include #include int main() extern char* environ; char* value = getenv(LANG); printf(value = %sn, value); putenv(VAR=ABC); printf(VAR = %sn, getenv(VAR); putenv(VAR=123); printf(VAR = %sn, getenv(VAR); setenv(VAR, 456, 0);/设置0，不修改 printf(VAR = %sn, getenv(VAR); setenv(VAR, 456, 1);设置1，修改 printf(VAR = %sn, getenv(VAR); clearenv();/不要参数 printf(VAR = %sn, getenv(VAR); unsetenv(VAR);/需要传入参数名 printf(VAR = %sn, getenv(VAR); Unix/Linux的内存分配方式：STL 内存自动分配。 | v C+内存用new分配，用delete回收。 | v C用malloc分配，用free回收。 | v Unix系统函数 brk/sbrk。 | v Unix系统函数 mmap/munmap（仅限Unix/Linux），用户层。 内核系统函数 kmalloc，vmalloc 内核层 | v get_free_page()程序：储存在硬盘上的文件（a.out）进程：运行在内存中的程序。执行起来的程序叫 进程。又是统称程序。操作系统内存里只有进程。一个进程的内存空间的划分：1、代码区：存储程序执行的代码，函数在此，只读区。2、全局区：保存全局变量或static变量，正常区域，main函数执行前分配。3、BSS段：保存未初始化的全局变量，main函数执行前自动请0.4、栈区， 保存局部变量，包括形参，自动管理内存。5、堆区：程序员控制，malloc/free管理。6、只读区：和代码区非常近，存储 字符串常量和其他常量。大项目，多个功能，多个模块，程序员有时候忘掉自己分配的内存释放掉，导致程序内存泄露，所以我在这里给大家介绍一个比较实用的小技巧，管理自己分配的内存 ,请看如下代码：/ 定义一个全局变量 做为计数static int g_num=0;/我封装的 分配内存函数void* createMalloc(int size)/分配内存void* p=malloc(size); / 分配内存成功 if(p) / 分配一次累计一次 +g_num; return p; return NULL;/ 我封装的 释放内存空间int delMalloc(void* delfree)/ 释放空间不为空 if(delfree) free(delfree); / 分配累计次数减1 -g_num; return 1; return 0; 各种区的存放方式：最小的是 代码区， 接着是只读区， 再上是全局区，然后是BSS段。堆区和栈区独立。堆区地址从小到大分配内存，栈区地址从大到小分配。察看内存分配的方法：/proc 就是所有进程 对应的目录，每个进程都对应一个自己进程的ID为目录名的目录。进程结束，目录消失。每个进程在自己的进程目录中都有 maps文件，就是存储的内存的信息cat /proc/进程ID/maps 可以察看进程的内存信息。察看进程ID，用ps -aux, 找到./a.out对应的ID。 进程中，可以用getpid() 取得进程ID。程序员接触到的都不是真实的物理内存地址，而是一个虚拟内存地址。每个进程都有04G的虚拟内存地址，但不映射 任何物理内存（32位系统）。虚拟内存地址在 映射 物理内存或文件之前，是不能存储东西的。虚拟内存地址只有映射了物理内存或文件，才能存储和使用，否则就是 段错误/总线错误。所谓内存分配 其实就是 虚拟地址和物理内存地址之间的映射。进程之间的内存都是独立的。内存释放就是切断映射。 一般情况下，03G是给用户用的，叫用户空间，3G4G是给内核使用的，叫内核空间。1G 近似是10亿。栈区地址0xbf开头是3G。堆区0x09开头内存地址的基本单位是字节，内存的分配和回收的基本单位是：内存页，每个内存页4096字节（4K）十六进制表示0x1000。用户空间不能直接访问内核空间，反之则可以，用户空间如果访问内核空间需要Unix系统函数段错误的成因：1、使用了没有映射物理内存的虚拟地址（如：野指针）。2、对只读区进行修改（没有权限）。strcpy 改值。/修改const的值。不建议使用const int ci = 100;/栈区int* p = &ci;*p = 200;printf(p = %dn, ci);malloc 不只是分配内存，还要记录内存分配的相关信息。因此，malloc(4)不只是4个字节。malloc 底层 用双向链表 记录信息。若改动相关信息，free可能报错malloc最申请一块大的内存。malloc 最小分配 33 个内存页。超过31个内存页的申请会按照 大内存申请方式分配：比申请多一点，不是33的整数倍虽然malloc()参数值不影响 内存映射 的大小（参数小于31内存页），但使用时，需要多少还是申请多少，原因：1、申请少，使用多，有可能影响free2、申请少，使用多，有可能被其他变量覆盖。栈区至少1个内存页，堆区至少33个内存页。malloc 分配内存，若 31页，只要内存总和 = 33 个内存，不会重新分配，若超过，会重新分配。free 并不保证真正释放内存，并且最后33个内存页也不能通过free释放，只能等待进程结束释放。_2013 - 7 - 6getpagesize() 可以取得内存页的大小。 unistd.h Unix的库文件。#include int getpagesize(void);int size = getpagesize();/取得内存页大小进程之间的虚拟内存地址和物理内存都是独立的。brk/sbrk 不是标准C函数，而是Unix的系统函数。sbrk :#include int brk(void *addr);void *sbrk(intptr_t increment);/参数为增量，数字increment为正，分配内存，返回初始位置；为负，释放内存,返回初始位置，无意义；为0，取当前位置。例如：初始位置是5，则sbrk(4)，移动到新位置9，返回旧位置5，则分配了地址58共4个字节。再sbrk(-4)，初始位置是9，新位置是5，则释放58共4个字节。sbrk/brk 内存的分配和回收 以一个内存页做基本单位，而malloc是33个内存页。sbrk/brk 与malloc不同，前者分配/回收 会马上完成。sbrk 分配好用，回收麻烦，要计算。brk 分配内存麻烦，但释放内存好用。#include int brk(void *addr);/参数：地址void *sbrk(intptr_t increment);brk不能取得当前地址，要用sbrk.mmap/munmap:mmap可以把 虚拟内存地址 映射到 物理内存/硬盘文件（默认时）。#include void *mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);/返回首地址，参数：1、指定首地址，通常是NULL或0，内核管理；2、内存大小，不足，则按一个内存页；3、指定访问权限，一般是PROT_READ|PROT_WRITE；权限：PROT_EXEC Pages may be executed./执行 PROT_READ Pages may be read./读 PROT_WRITE Pages may be written./写 PROT_NONE Pages may not be accessed./无权限 多权限用位或 | 连接。4、标识；MAP_SHARED 共享 MAP_PRIVATE 独有，映射物理内存用。 MAP_ANONYMOUS 映射物理内存。5、文件描述符，代表映射文件（0）；6、映射文件位置，（从文件头开始的偏移量）（0）。失败返回 -1，而不是NULL.int munmap(void *addr, size_t length);一般，程序员写的程序运行在用户空间，但某些时候需要使用 内核空间，Unix/Linux提供了一系列函数 实现。这些函数统称系统调用（System Call）。但是用户空间通过系统调用进入内核空间的开销很大，首先 封存用户空间的所有数据和状态，转而进入内核空间，内核空间执行完毕，再把分寸的数据和状态取回。文件和目录在Linux系统中，几乎一切都被看成文件。包括硬件设备。/dev/tty /标准输入和标准输出（键盘和显示器）cat /dev/tty 从键盘读入ls /dev/tty 输出到显示器/dev/null 空cat /dev/null a.txt 清空a.txtopen 打开文件read 读文件write 写文件close 关闭ioctl 输入输出控制 #include #include #include int open(const char *pathname, int flags);/参数：文件名， flag权限：O_RDONLY 只读, O_WRONLY 只写, or O_RDWR 读写O_CREAT创建/打开，可以和下面两个做辅助：O_EXCL如果文件已经存在，返回失败。O_TRUNC清空已经存在的文件。O_APPEND追加方式。可用 | 连接多个。第三个参数在O_CREAT新建文件时需要指定，8进制文件权限返回文件描述符，失败返回-1. int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode); int creat(const char *pathname, mode_t mode);文件描述符：Unix/Linux 打开文件时，把相关信息存入 文件表中。每个文件表 用 int 做编号来代表，一个文件表可以有多个编号，这个 编号 就是 文件描述符。系统会维护一个 文件表和文件描述符 对应关系的表格。因此，文件描述符本质是一个整数，但这个整数是文件的代言。文件描述符 是非负整数，因此 -1 代表错误。0 1 2 默认被系统占用，代表标准输入和标准输出和标准错误。文件描述符 从3 开始，到 OPEN_MAX (同时打开的最大值)open函数 返回一个新的文件描述符，新的文件描述符应该是 未使用的描述符的最小值。#include ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);/read/write 用法相近，和fread/write类似1、fd2、读写首地址3、读到的buf的大小_2013 - 7 - 8底层用UC函数，应用层用标准C函数。API 应用程序接口。若无要求，用标C。time ./a.out /察看可执行程序的运行时间标C花费时间real短，UC花费时间real多。标C 文件相关函数（IO函数）都定义了缓冲区，数据累计到一定程度以后才读写一次，因此提升了效率。UC的系统函数在用户层没有缓冲区，数据不累计直接读写，效率较低。进内核 低效。UC 的系统函数可以自己定义自己的缓冲区, 来大幅度提高效率。lseek 成功返回 偏移量， 失败返回 -1.偏移量和文件表挂钩，故打开两次一个文件，产生两个偏移量。文件表在内存，故偏移量也在内存。v节点指针在文件表中，指向v节点表v节点表保存文件在硬盘上的信息。ls -i回车 显示 i 节点信息open 打开文件步骤：进程表 文件表 v节点表文件描述符的复制 函数 dup/dup2dup返回的文件描述符的值是 计算机指定的（未使用的最小值）。dup2 可以用第二个参数去指定文件描述符的值，若此值已经被使用，dup2会先强行关闭这个正在使用的文件描述符，然后用这个值进行复制。dup的返回值不确定，而dup2的返回值可以确定（第二参）。#include int dup(int oldfd);/参数：复制品。失败返回 -1.int dup2(int oldfd, int newfd); #define _GNU_SOURCE #include int dup3(int oldfd, int newfd, int flags);dup/dup2 不会复制文件表两个描述符，可以有一个文件表。sync, fsync, fdatasync fcntl.h 功能很强file control的缩写int fcntl(int fd, int cmd, . /* arg */ );/参数：1、文件描述符；2、命令；3、目标文件描述符。cmd 有很多:1、F_DUPDF 复制文件描述符，有第三个参数，代表新的文件描述符，若这个值被使用，返回比这个值稍大的最小值。例如：fcntl(fd,F_DUPFD,newfd);2、F_GETFL(void) 取得/设置访问权限和状态标记（O_APPEND），取不到创建标记。3、F_SETFL(long) 访问权限 和 创建标记不可改，只能设置状态标识。可以上文件锁O_WRONLY / 1O_RDONLY / 0O_RDWR / 2O_CREAT / 64O_APPEND / 1024若两个进程同时 写一个文件，则互相覆盖，最终文件内容 杂乱。用文件锁解决。就是一个进程在写，锁定其他进程，等当前进程写完了其他进程再写。早期，互斥锁，是读写都锁。现在，读写锁，一个读锁，一个写锁。读锁 是针对写的锁定，对读不锁定。写锁，是针对所有的锁定，无论读写都锁定。fcntl 加锁：F_GETLK, F_SETLK and F_SETLKW延时。锁的内容struct flock . short l_type; /* Type of lock: F_RDLCK, F_WRLCK, F_UNLCK */ 锁的类型：读锁写锁释放锁 short l_whence; /* How to interpret l_start:SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END */锁定的开始位置参照，和lseek一样 off_t l_start; /* Starting offset for lock */偏移量 从开始位置参照点偏移多少 off_t l_len; /* Number of bytes to lock */锁定长度 pid_t l_pid; /* PID of process blocking our lock(F_GETLK only) */锁定进程号不用 传入 -1. .;l_whence和l_start联合决定了从哪里开始锁.加什么锁，要和open函数一致_-2013 - 7 - 9文件锁并不会真正锁定文件，因此对write/read没有锁定效果。文件锁的用法：锁定对文件的加锁行为。文件锁的正确用法： 保证每次读操作（read）之前都要加上读锁，每次写操作之前都要加上写锁，利用 能否上锁 决定读写函数是否被调用。 1 #include 2 #include 3 #include 4 #include 5 6 int main() 7 8 int fd = open(a.txt, O_RDWR|O_TRUNC|O_CREAT); 9 if(fd = -1) perror(open),exit(-1); 10 struct flock lock; 11 lock.l_type = F_WRLCK; 12 lock.l_whence = SEEK_SET; 13 lock.l_start = 0; 14 lock.l_len = 10; 15 lock.l_pid = -1; 16 int res = fcntl(fd,F_SETLK,&lock);/ 17 if(res = -1) perror(fcntl),exit(-1); 18 else 19 20 sleep(20); 21 write(fd, abcde, 5); 22 lock.l_type = F_UNLCK; /设置锁的类型 fcntl(fd, F_SETLK, &lock);/释放锁 23 close(fd); 24 释放锁就是把锁的类型改成F_UNLCK,在fcntl重新set一次就释放了。涉及到多进程的文件读写操作：1、open得到fd2、对fd上锁，如果读文件 上读锁，写文件 上写锁3、调用read/write函数进行读写4、把锁的类型改成F_UNLCK，然后fcntl释放锁5、close（fd）（不一定马上做）注意：fcntl 第三个参数的类型。F_SETLK 若加不上锁，立刻返回 -1 ，非阻塞。F_SETLKW 若加不上锁，会等待，等到能加上锁为止。F_GETLK 不是取得一把锁，是测试一个锁能不能加上。无论锁能不能加上，都不会加锁。若可以加，lock中的类型变成F_UNLCK，其他不变。若不可以加，把正在锁定的锁保存到lock中，完全覆盖原来的锁，包括l_pid.通常用l_pid的值是否 -1 判断能否加上, 是 -1 能加，否则不能加。0 F_RDLCK, 1 F_WRLCK, 2 F_UNLCKstat, fstat, lstat stat 函数可以取得 文件的各种状态（类似 ls -l的功能）#include #include #include int stat(const char *path, struct stat *buf);/不需要打开文件前一个是 文件名，后一个是往外带出值int fstat(int fd, struct stat *buf);int lstat(const char *path, struct stat *buf);struct stat dev_t st_dev; / ino_t st_ino; /i节点mode_t st_mode;/权限+文件类型nlink_t st_nlink;/硬链接数uid_t st_uid;/属主gid_t st_gid; /属组dev_t st_rdev; off_t st_size; /文件大小blksize_t st_blksize; blkcnt_t st_blocks; time_t st_atime; /time_t st_mtime; /最后修改时间time_t st_ctime; /状态改变时间 S_ISREG(m) /是不是普通文件 S_ISDIR(m) /是不是目录实例：#include #include #include #include int main() struct stat s = ; int res = stat(a.txt, &s); if(res = -1) perror(stat), exit(-1); printf(inode = %dn, s.st_ino); printf(mode = %on, s.st_mode); printf(权限: %on, s.st_mode & 07777); printf(硬链接数:%dn, s.st_nlink); printf(size = %dn, s.st_size); printf(最后修改时间:%sn, ctime(&s.st_mtime); if(S_ISREG(s.st_mode) printf(文件n); else if(S_ISDIR(s.st_mode) printf(目录n); return 0;access 函数 判断权限（读写执行）和文件是否存在。access(a.txt, R_OK) = 0 /可读access(a.txt, W_OK) = 0 /可写access(a.txt, X_OK) = 0 /可执行access(a.txt, F_OK) = 0 /文件存在#include int access(const char *pathname, int mode);umask :为进程设置文件模式创建屏蔽字，并返回以前的值。参数是由9个常量（S_IRUSR | S_IWUSR | S_IRGRP | S_IWGRP | S_IROTH | S_IWOTH）中的若干按位或构成的。#include #include mode_t umask(mode_t mask); /参数：屏蔽什么写什么，注意是八进制的。传入新的，返回旧的。chmod/fchmod 可以一个文件的权限，以八进制形式。truncate/ftruncate 可以指定文件的大小。#include #include int main()chmod(a.txt, 0666);/改变a.txt权限struct stat s = ;stat (a.txt, &s);/把a.txt状态存入 s 结构体printf(mode = %on, s.st_mode & 0777);printf(size = %dn, s.st_size);truncate(a.txt, 100);/指定文件大小指令 chmod 777 abc /文件abc变成全权限mmap.munmap 映射文件MAP_PRIVATE /不会真正写入文件，要用MAP_SHAREDmkdir() /创建空目录 常用rmdir() /删除空目录chdir() /切换目录(cd) 常用getcwd() /获取当前目录(pwd)察看目录下的内存：1、opendir 返回DIR*2、readdir(DIR*) 返回struct dirent*readdir把当前子目录/子文件的信息存入结构，同时位置移动到下一位。因此，循环读 就可以读出所有，遇到NULL退出目录4， 文件8读目录#include #include #include int main() DIR* dir = opendir(./); if(dir = NULL) perror(opendir),exit(-1); struct dirent * ent = readdir(dir);/读第一个子项 while(ent)/以NULL结束 printf(%d, %sn, ent-d_type, ent-d_name); ent = readdir(dir);/读下一个子项 return 0;_2013 - 7 - 10进程察看进程 pskill 结束进程 一般用 -9 结束进程ps -ef Unix通用，显示详细的进程信息ps -aux Linux专用，很多Unix不直接支持系统用一个进程ID（PID）管理进程。进程ID在同一时刻唯一，但可以 延时重用。Unix/Linux系统 在启动时，需要启动多个进程，顺序固定。启动其他进程的进程叫父进程PPID，被启动的进程叫子进程。vi 在哪里？ whereis vi回车。远程登陆：telnet 0 (20可以改为23，26)用户名：openlab ，密码：open123S 休眠状态O 可运行状态R 运行状态T 挂起状态Z 僵死状态（僵尸进程）父进程负责启动子进程，然后同时运行。子进程结束，发给父进程信号，父进程收回子进程的资源。若父进程先结束，子进程变成孤儿进程，把init进程（进程1）作为心的父进程，孤儿进程由init进程负责收回。若子进程发送结束信号给父进程，出了问题，子进程变成僵尸进程。关于PID函数：getpid() 取得当前进程的IDgetppid() 取得父进程的IDgetuid() 取得实际用户的IDgeteuid() 取得有效用户的IDgetgid() 取得用户组的ID注：getuid() 目前返回也是 有效用户的ID。如何创建新的进程？fork()/vfork() 创建新的进程fork()：通过复制当前进程，去创建 子进程，复制的是 全局区、BSS区、堆区、栈区，但不复制代码区，父子进程将分别执行 相同的代码区。fork() 之前的代码，只有父进程执行，之后的代码父子进程会分别执行，执行两次。#include pid_t fork(void);/返回整型。 #include #include int main() printf(beginn); pid_t pid = fork(); printf(pid = %dn, pid); return 0;结果：beginpid = 3599pid = 0父进程返回子进程的ID ，即3599.if(父进程)return 子进程的ID；elsereturn 0；/取得父子进程的id 1 #include 2 #include 4 int main() 5 6 pid_t pid = fork(); 7 if(pid = 0) 8 printf(我是子进程%d，我的父进程%dn, getpid(), getppid(); 9 else if(pid 0) 10 printf(我是父进程%d, 我的子进程%dn, getpid(), pid); 11 return 0; 12 fork() 之后，父子进程同时运行，把能确保那个进程先运行，不同的操作系统各不相同。ubuntu-12.04（达内）父进程先运行。 vfork() 可以，保证子进程先运行。文件表不复制，只复制描述符。fork() 前复制，之后分别申请内存。一个进程的结束分为正常结束和非正常结束。正常结束包括：主函数return/exit()/_exit() _Exit()/最后一个线程结束非正常结束：遇到信号: 比如2信号 9信号 用about()函数结束（借助信号）最后一个线程被取消。exit() /完全退出整个进程。exit()/_exit()/_Exit() 区别：#include /UC函数 底层 void _exit(int status); #include /标C函数 应用层 void _