1.进程拥有资源mm,fs,files,signal…
fork创建一个新进程，也需要创建task_struct所有资源；实际上创建一个新进程之初，子进程完全拷贝父进程资源，如下图示：
比如fs结构体：
子进程会拷贝一份fs_struct，
*p2_fs = *p1_fs;
pwd路径和root路径与父进程相同，子进程修改当前路径，就会修改其p2_fs->pwd值；父进程修改当前路径，修改p1_fs->pwd;
其他资源大体与fs类似，最复杂的是mm拷贝，需借助MMU来完成拷贝；即写时拷贝技术：
2.写时拷贝技术：
#include <sched.h>
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int data = 10;
int child_process()
{
printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data);
data = 20;
printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data);
_exit(0);
}
int main(int argc, char* argv[])
{
int pid;
pid = fork();
if(pid==0) {
child_process();
}
else{
sleep(1);
printf(“Parent process %d, data %d\n”,getpid(), data);
exit(0);
}
return 0;
}
第一阶段：只有一个进程P1，数据段可读可写：
第二阶段，调用fork之后创建子进程P2，P2完全拷贝一份P1的mm_struct，其指针指向相同地址，即P1/P2虚拟地址，物理地址完全相同，但该内存的页表地址变为只读；
第三阶段：当P2改写data时，子进程改写只读内存，会引起内存缺页中断，在ISR中申请一片新内存，通常是4K，把P1进程的data拷贝到这4K新内存。再修改页表，改变虚实地址转换关系，使物理地址指向新申请的4K，这样子进程P2就得到新的4K内存，并修改权限为可读写，然后从中断返回到P2进程写data才会成功。整个过程虚拟地址不变，对应用程序员来说，感觉不到地址变化。
谁先写，谁申请新物理内存；
Data=20；这句代码经过了赋值无写权限，引起缺页中断，申请内存，修改页表，拷贝数据…回到data=20再次赋值，所以整个执行时间会很长。
这就是linux中的写时拷贝技术(copy on write), 谁先写谁申请新内存，没有优先顺序；
cow依赖硬件MMU实现，没有MMU的系统就没法实现cow，也就不支持fork函数,只有vfork;
3. vfork的 mm指针直接指向父进程mm；
除了mm共享，其他资源全都拷贝一份，而fork是所有资源都对拷一份，对比如下图
不同点：vfork会阻塞：
vfork后，父进程会阻塞，直到子进程调用exit()或exec，否则父进程一直阻塞不执行；
上面代码改用vfork，打印输出10，20，20
4.线程
clone函数创建一个新进程，不执行任何拷贝，所有资源都等同vfork中的mm共享，task_struct里只有指针指向父进程task_struct；
也就是子进程与父进程完全共享资源，但是又可以被独立调度，实际上这就是linux中的线程本质；
pthread_create()函数就是调用clone()函数(带有clone_flags)创建新task_struct，其内部mm,fs等指针全都指向父进程task_struct；
Linux中创建进程(fork，vfork)和线程(pthread_create)，在内核都是调用do_fork()–>clone()，参数clone_flags标记表明哪些资源是需要克隆的，创建线程时，所有资源都克隆；
从调度的角度理解线程，从资源角度来理解进程，内核里只要是task_struct，就可以被调度；linux中的线程又叫轻量级进程lwp;
ret = pthread_create(&tid1, NULL, thread_fun, NULL);
if (ret == -1) {
perror(“cannot create new thread”);
return -1;
}
strace ./a.out
5.人妖
如上述，资源全部共享是线程，不共享是进程；那假如修改clone函数中的clone_flags，使共享其中部分资源，如下图示：
这时候创建的既不是进程也不是线程，妖有了仁慈的心,就不再是妖,是人妖；
Linux是可以调用clone创建人妖的，不过没实际必要～
6.PID
Linux 的每个线程都会创建task_struct，会有个独立的PID；
POSIX标准规定，在多线程中调用getpid()应该获得相同的PID；
为兼容POSIX标准，linux增加了一层TGID,
调用getpid()实际上是去TGID层获取PID，TGID中PID均相同，保留了线程在内核中不同的PID，如下图所示：
top命令看到的是进程TGID，所有线程相同；
top –H命令是从线程视角，此时的PID是task_struct中实际的PID;
7.进程死亡：
7.1子进程先死亡，父进程去清理，所谓白发人送黑发人，不清理则变成僵尸进程；
7.2
若父进程先死，子进程变成孤儿，一般托付给init，新版linux3.4引入subreaper，可以托付给中间进程subreaper。
父进程先死亡后，子进程沿tree向上找最近的subreaper挂靠，找不到subreaper，就挂在init。
/* Become reaper of our children */
if (prctl(PR_SET_CHILD_SUBREAPER, 1) < 0) {
log_warning(“Failed to make us a subreaper: %m”);
if (errno == EINVAL)
log_info(“Perhaps the kernel version is too old (< 3.4?)”);
}
PR_SET_CHILD_SUBREAPER设置为非零值，当前进程就会变成subreaper，会像1号进程那样收养孤儿进程；
8.睡眠
当进程需要等待硬件I/O资源的时候，可以设置为睡眠状态，一般驱动做成浅度睡眠，硬盘等资源会置入深度睡眠(不会被信号唤醒)；
睡眠是把task_struct挂在wait
queue上，比如多个进程都在等待串口，当串口可用时，唤醒等待队列上所有进程；
以下为《linux设备驱动开发详解》中案例注释
注：上图有个错误，while循环中，应该为
“若非阻塞，直接退出”；
”进程阻塞，将进程设置睡眠状态“
当读取fifo为空即dev->current_len==0时，将进程加入等待队列睡眠，schedule()让出CPU,
fifo中写入数据时将等待队列唤醒，此函数中schedule()处继续执行；唤醒动作在write函数中执行；
唤醒后检查唤醒原因，若为IO唤醒，正常读取数据；若为信号唤醒，直接退出；
9. 0进程
0进程是唯一没通过fork()创建的进程，是系统中所有其它用户进程的祖先进程，其创建1号进程(init进程后)，退化为idle进程，也叫swapper进程；
top命令中的id时间即为idle进程运行时间；
idle进程：优先级是最低的，当系统中没有任何进程运行时，即执行idle进程，idle将CPU置入低功耗模式，有任何其他进程被唤醒，idle即让出CPU；
idle进程的设计，实际上是将“跑”与“不跑”的问题，统一为“跑”的问题。极巧妙的简化了系统设计，降低进程之间的耦合度。(将检查系统是否空闲，设置CPU低功耗模式的功能放在idle实现，其他进程都不用关心CPU工作模式)
ARM版本实现如下：
Wfi ==> wait for interrupt
对于用户空间来说，进程的鼻祖是init进程，所有用户空间的进程都由init进程创建和派生，只有init进程才会设置SIGNAL_UNKILLABLE标志位。
如果init进程或者容器init进程要使用CLONE_PARENT创建兄弟进程，那么该进程无法由init回收，父进程idle进程也无能为力，因此会变成僵尸进程(zombie)。
