当程序执行到下面的语句： pid=fork(); 的时候会复制父进程的堆栈段，所以两个进程都停留在fork函数中，等待返回。因此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。通过fork返回的值来判断当前进程是子进程还是父进程
1）在父进程中，fork返回新创建子进程的进程ID； 2）在子进程中，fork返回0； 3）如果出现错误，fork返回一个负值。
-
运行(正在运行或在运行队列中等待)
-
中断(休眠中, 受阻, 在等待某个条件的形成或接受到信号)
-
不可中断(收到信号不唤醒和不可运行, 进程必须等待直到有中断发生)
-
僵死(进程已终止, 但进程描述符存在, 直到父进程调用wait4()系统调用后释放)
-
停止(进程收到SIGSTOP, SIGSTP, SIGTIN, SIGTOU信号后停止运行运行)
正常终止五种：
1.从main返回。 2.调用exit。 3.调用_exit或_Exit。 4.最后一个线程从其启动例程返回。 5.最后一个线程调用pthread_exit。 三种异常终止： 6.调用abort()。 7.接到一个信号并终止。 8.最后一个线程对取消请求作出响应。
kill 从字面来看，就是用来杀死进程的命令，但事实上，这个或多或少带有一定的误导性。从本质上讲，kill 命令只是用来向进程发送一个信号，至于这个信号是什么，是用户指定的。
也就是说，kill 命令的执行原理是这样的，kill 命令会向操作系统内核发送一个信号（多是终止信号）和目标进程的 PID，然后系统内核根据收到的信号类型，对指定进程进行相应的操作。
kill 命令的基本格式如下：
[root@localhost ~]# kill [信号] PID kill 命令是按照 PID 来确定进程的，所以 kill 命令只能识别 PID，而不能识别进程名
kill 命令是按照 PID 来确定进程的，所以 kill 命令只能识别 PID，而不能识别进程名。Linux 定义了几十种不同类型的信号，读者可以使用 kill -l 命令查看所有信号及其编号，这里仅列出几个常用的信号，如下表所示。
| 信号编号 | 信号名 | 含义 |
|---|---|---|
| 0 | EXIT | 程序退出时收到该信息。 |
| 1 | HUP | 挂掉电话线或终端连接的挂起信号，这个信号也会造成某些进程在没有终止的情况下重新初始化。 |
| 2 | INT | 表示结束进程，但并不是强制性的，常用的 "Ctrl+C" 组合键发出就是一个 kill -2 的信号。 |
| 3 | QUIT | 退出。 |
| 9 | KILL | 杀死进程，即强制结束进程。 |
| 11 | SEGV | 段错误。 |
| 15 | TERM | 正常结束进程，是 kill 命令的默认信号。 |
需要注意的是，表中省略了各个信号名称的前缀 SIG，也就是说，SIGTERM 和 TERM 这两种写法都对，kill 命令都可以理解。
kill命令可以加许多参数（如上面的表格），其中－2 －9 －15和不添加参数的kill是不一样的
kill不带参数 即是普通的杀死进程，回收资源，－
2参数是低级别，可以被某些程序忽略，造成无法杀死进程。
－9参数是强制行为，不回收资源，可能造成资源浪费。例如父进程无法被回收
－15就是强制杀死进程，回收资源。
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。
fork出来的子进程，基本上除了进程号之外父进程的所有东西都有一份拷贝，基本就意味着不是全部，下面我们要说的是子进程从父进程那里继承了什么东西，什么东西没有继承。还有一点需要注意，子进程得到的只是父进程的拷贝，而不是父进程资源的本身。
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
- fork时子进程获得父进程数据空间、堆和栈的复制，所以变量的地址（当然是虚拟地址）也是一样的。
- 每个进程都有自己的虚拟地址空间，不同进程的相同的虚拟地址显然可以对应不同的物理地址。因此地址相同（虚拟地址）而值不同没什么奇怪。
fork子进程完全复制父进程的栈空间，也复制了页表，但没有复制物理页面，所以这时虚拟地址相同，物理地址也相同，但是会把父子共享的页面标记为“只读”，如果父子进程一直对这个页面是同一个页面，知道其中任何一个进程要对共享的页面“写操作”，这时内核会复制一个物理页面给这个进程使用，同时修改页表。而把原来的只读页面标记为“可写”，留给另外一个进程使用。
假定父进程malloc的指针指向0x12345678, fork 后，子进程中的指针也是指向0x12345678，但是这两个地址都是虚拟内存地址 （virtual memory)，经过内存地址转换后所对应的 物理地址是不一样的。所以两个进城中的这两个地址相互之间没有任何关系。
就是说：
子进程继承父进程的全局变量。
子进程创建以后，可以读取原来父进程的全局变量的值。
但是创建以后，子进程修改了变量，或者是父进程修改了变量值，互相都不影响了。
无论是什么类型的变量，fork后父子进程中都是一样的，但两者之间没有关系，任何一个进程修改变量后，在另一个进程中都不能知道，更不能访问另一个进程中的变量，也不会对应相同的物理地址了
但实际上，linux为了提高 fork 的效率，采用了 copy-on-write 技术，fork后，这两个虚拟地址实际上指向相同的物理地址（内存页），只有任何一个进程试图修改这个虚拟地址里的内容前，两个虚拟地址才会指向不同的物理地址（新的物理地址的内容从原物理地址中复制得到）
早期的UNIX的fork()实现时，就是原汁原味的复制，和它的表像一样，但是很明显，这种方法效率太低，而且造成了很大的浪费，现在大部分的UNIX实现采用了如下俩种方法来规避这种浪费
(1)首先我们可以确定父子进程的代码段是相同的，所以代码段是没必要复制的，因此内核将代码段标记为只读，这样父子进程就可以安全的共享此代码段了。fork之后在进程创建代码段时，新子进程的进程级页表项都指向和父进程相同的物理页帧
(2)而对于父进程的数据段，堆段，栈段中的各页，由于父子进程要相互独立，所以我们采用写实复制的技术，来最大化的提高内存以及内核的利用率。刚开始，内核做了一些设置，令这些段的页表项指向父进程相同的物理内存页。调用fork之后，内核会捕获所有父进程或子进程针对这些页面的修改企图(说明此时还没修改)并为将要修改的页面创建拷贝。系统将新的页面拷贝分配给被内核捕获的进程，还会对子进程的相应页表项做适当的调整，现在父子进程就可以分别修改各自的上述段，不再互相影响了
fork()后产生的子进程与父进程行为是相互独立的，变量也需要是独立的，所以说物理内存中需要有两份空间，不可以共享全部内存。
并发进程是并行执行的，控制流物理上是不相交的。
任务管理器中的进程内是串行、进程间是并行