linux中fork()系统调用总结
由fork创建的新进程被称为子进程（child process）。该函数被调用一次，但返回两次。两次返回的区别是子进程的返回值是0，而父进程的返回值则是新进程（子进程）的进程 id。将子进程id返回给父进程的理由是：因为一个进程的子进程可以多于一个，没有一个函数使一个进程可以获得其所有子进程的进程id。对子进程来说，之所以fork返回0给它，是因为它随时可以调用getpid()来获取自己的pid；也可以调用getppid()来获取父进程的id。(进程id 0总是由交换进程使用，所以一个子进程的进程id不可能为0 )。
fork之后，操作系统会复制一个与父进程完全相同的子进程，虽说是父子关系，但是在操作系统看来，他们更像兄弟关系，这2个进程共享代码空间，但是数据空间是互相独立的，子进程数据空间中的内容是父进程的完整拷贝，指令指针也完全相同，子进程拥有父进程当前运行到的位置（两进程的程序计数器pc值相同，也就是说，子进程是从fork返回处开始执行的），但有一点不同，如果fork成功，子进程中fork的返回值是0，父进程中fork的返回值是子进程的进程号，如果fork不成功，父进程会返回错误。
可以这样想象，2个进程一直同时运行，而且步调一致，在fork之后，他们分别作不同的工作，也就是分岔了。这也是fork为什么叫fork的原因
至于那一个最先运行，可能与操作系统（调度算法）有关，而且这个问题在实际应用中并不重要，如果需要父子进程协同，可以通过原语的办法解决。
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。File locks and pending signals are not inherited. 【3】
If the call to fork() is executed successfully, Unix will
① make two identical copies of address spaces, one for the parent and the other for the child.
② Both processes will start their execution at the next statement following the fork() call.
3、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。因为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。
After a new child process is created, both processes will execute the next instruction following the fork() system call.
调用fork之后，代码有两份，都从fork函数中返回。
Please note that Unix will make an exact copy of the parent‘s address space and give it to the child. Therefore, the parent and child processes have separate address spaces.
注意子进程继承了父进程的I/O缓冲的情况，在printf就是带有缓冲的，在没有\r\n刷缓冲时，子进程就会继承父进程的I/O缓冲
（1）、fork出的子进程继承了父进程下面这些属性：
- uid,gid,euid,egid
- 附加组id(sgid,supplementary group id) //sgid引入原因是有时候希望这个用户属于多个其他部门，这些其他部门的gid就是sgid
- 进程组id,会话id
- SUID标记和SGID标记
- 控制终端
- 当前工作目录/根目录
- 文件创建时的umask
- 文件描述符的文件标志(close-on-exec)
- 信号屏蔽和处理
- 存储映射
- 资源限制
（2）、下面是不同的部分：
- pid不同
- 进程时间被清空
- 文件锁没有继承
- 未处理信号被清空
由子进程自父进程继承到：
1.进程的资格(真实(real)/有效(effective)/已保存(saved)用户号(UIDs)和组号(GIDs))
2.环境(environment)
3.堆栈
4.内存
5.打开文件的描述符(注意对应的文件的位置由父子进程共享，这会引起含糊情况)
6.执行时关闭(close-on-exec) 标志 (译者注：close-on-exec标志可通过fnctl()对文件描述符设置，POSIX.1要求所有目录流都必须在exec函数调用时关闭。更详细说明，参见《UNIX环境高级编程》 W. R. Stevens, 1993, 尤晋元等译(以下简称《高级编程》), 3.13节和8.9节)
7.信号(signal)控制设定
8.nice值 (译者注：nice值由nice函数设定，该值表示进程的优先级，数值越小，优先级越高)
进程调度类别(scheduler class)(译者注：进程调度类别指进程在系统中被调度时所属的类别，不同类别有不同优先级，根据进程调度类别和nice值，进程调度程序可计算出每个进程的全局优先级(Global process prority)，优先级高的进程优先执行)
8.进程组号
9.对话期ID(Session ID) (译者注：译文取自《高级编程》，指：进程所属的对话期(session)ID， 一个对话期包括一个或多个进程组， 更详细说明参见《高级编程》9.5节)
10.当前工作目录
11.根目录 (译者注：根目录不一定是“/”，它可由chroot函数改变)
12.文件方式创建屏蔽字(file mode creation mask (umask))(译者注：译文取自《高级编程》，指：创建新文件的缺省屏蔽字)
13.资源限制
14.控制终端
子进程所独有：
进程号
1.不同的父进程号(译者注：即子进程的父进程号与父进程的父进程号不同， 父进程号可由getppid函数得到)
2.自己的文件描述符和目录流的拷贝(译者注：目录流由opendir函数创建，因其为顺序读取，顾称“目录流”)
3.子进程不继承父进程的进程，正文(text)， 数据和其它锁定内存(memory locks)(译者注：锁定内存指被锁定的虚拟内存页，锁定后，4.不允许内核将其在必要时换出(page out)，详细说明参见《The GNU C Library Reference Manual》 2.2版， 1999, 3.4.2节)
5.在tms结构中的系统时间(译者注：tms结构可由times函数获得，它保存四个数据用于记录进程使用中央处理器 (CPU：Central Processing Unit)的时间，包括：用户时间，系统时间， 用户各子进程合计时间，系统各子进程合计时间)
6.资源使用(resource utilizations)设定为0
8.阻塞信号集初始化为空集(译者注：原文此处不明确，译文根据fork函数手册页稍做修改)
9.不继承由timer_create函数创建的计时器
10.不继承异步输入和输出
（3）、fork系统调用需要注意的地方
fork系统调用之后，父子进程将交替执行。
如果父进程先退出，子进程还没退出那么子进程的父进程将变为init进程。（注：任何一个进程都必须有父进程）
如果子进程先退出，父进程还没退出，那么子进程必须等到父进程捕获到了子进程的退出状态才真正结束，否则这个时候子进程就成为僵进程。
子进程退出会发送SIGCHLD信号给父进程，可以选择忽略或使用信号处理函数接收处理就可以避免僵尸进程。
（4）、写时复制 copy on write
如果多个进程要读取它们自己的那部分资源的副本，那么复制是不必要的。
每个进程只要保存一个指向这个资源的指针就可以了。
如果一个进程要修改自己的那份资源的“副本”，那么就会复制那份资源。这就是写时复制的含义
例如fork就是基于写时复制，只读代码段是可以共享的。
若使用vfork 则子进程和父进程占用同一个内存映像，在子进程修改会影响父进程。 同时只有在子进程执行exec/exit之后才会运行父进程。实际上子进程占用的栈空间就是父进程的栈空间，所以需要非常小心。如果vfork的子进程并没有 exec或者是exit的话，那么子进程就会执行直到程序退出之后，父进程才开始执行。而这个时候父进程的内存已经完全被写坏。
（5）、fork之后父子进程共享文件
子进程继承了父进程打开的文件描述符，故每个打开文件的引用计数为2。