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，所有资源都不克隆；
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)