Linux fork()函数学习
在 UNIX 系统中，用户创建一个新进程的唯一方法就是调用系统调用 fork。调 用 fork 的进程称为父进程，而新创建的进程叫做子进程。系统调用的语法格式：
pid = fork();
在从系统调用 fork 中返回时，两个进程除了返回值 pid 不同外，具有完全一样的用户级上下文。在子进程中，pid 的值为零。在系统启动时由核心内 部地创建的进程0是唯一不通过系统调用 fork 而创建的进程。
核心为系统调用 fork 完成下列操作：
为新进程在进程表中分配一个空项。
为子进程赋一个唯一的进程标识号 (PID)。
做一个父进程上下文的逻辑副本。由于进程的某些部分，如正文区，可能被几个 进程所共享，所以核心有时只要增加某个区的引用数即可，而不是真的将该区拷贝到一个 新的内存物理区。
增加与该进程相关联的文件表和索引节点表的引用数。
对父进程返回子进程的进程号，对子进程返回零。
理解系统调用 fork 的实现是十分重要的，因为子进程就象从天而降一样地开始 它的执行序列。
下面是系统调用 fork 的算法。核心首先确信有足够的资源来成功完成 fork。 如果资源不满足要求，则系统调用 fork 失败。如果资源满足要求，核心在进程 表中找一个空项，并开始构造子进程的上下文。
算法：fork
输入：无
输出：对父进程是子进程的 PID
对子进程是0
{
检查可用的核心资源
取一个空闲的进程表项和唯一的 PID 号
检查用户没有过多的运行进程
将子进程的状态设置为“创建”状态
将父进程的进程表中的数据拷贝到子进程表中
当前目录的索引节点和改变的根目录(如果可以)的引用数加1
文件表中的打开文件的引用数加1
在内存中作父进程上下文的拷贝
在子进程的系统级上下文中压入虚设系统级上下文层
/* 虚设上下文层中含有使子进程能
* 识别自己的数据，并使子进程被调度时
* 从这里开始运行
*/
if (正在执行的进程是父进程) {
将子进程的状态设置为“就绪”状态
return (子进程的 PID) // 从系统到用户
}
else {
初始化计时区
return 0;
}
}
我们来看看下面的例子。该程序说明的是经过系统调用 fork 之后，对文件的共享存取。用户调用该程序时应有两个参数，一个是已经有的文件名，另外一个是要创建的新文件名。该进程打开已有的文件，创建一个新文件，然后，假
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http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-rcu/
函数摘要：
C代码
/*读者在读取由RCU保护的共享数据时使用该函数标记它进入读端临界区。*/
rcu_read_lock()
/*
该函数与rcu_read_lock配对使用，用以标记读者退出读端临界区。夹在这两个函数之间的代码区称为"读端临界区" ......
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如果不要求很精确的话，用 alarm() 和 signal() 就够了
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示例：
&nbs ......
