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行程的操作 (Operations on Processes)

備註

本系列文章內容參考自經典教材 Operating System Concepts, 10th Edition (Silberschatz, Galvin, Gagne)。本文對應章節：Section 3.3 Operations on Processes。

大多數系統中的行程可以並行執行，並且可以動態地建立與刪除。因此 OS 必須提供一套機制來處理行程的生命週期，包含：如何建立新行程、如何在行程完成後正確地回收資源，以及如何在意外情況下強制終止行程。


3.3.1 行程建立 (Process Creation)​

行程識別碼 (PID) 與行程樹 (Process Tree)​

在程式執行過程中，一個行程可以建立多個新行程。建立其他行程的行程稱為父行程（Parent Process），被建立出來的行程稱為子行程（Child Process）。子行程又可以繼續建立自己的子行程，如此形成一棵行程樹（Process Tree）。

大多數作業系統（包含 UNIX、Linux 和 Windows）都用一個唯一的整數來識別每個行程，稱為行程識別碼（PID, Process Identifier）。PID 是一個整數值，核心可以用它作為索引來存取行程的各種屬性。

下圖呈現了典型 Linux 系統的行程樹。systemd（pid = 1）是所有使用者行程的根，也是系統啟動時第一個被建立的使用者行程。它負責依序建立各種系統服務，再由這些服務衍生出其他行程：

Figure 3.7 — A tree of processes on a typical Linux system

從圖中可以看出：

  • logind（pid = 8415）負責管理直接登入系統的用戶端；某個用戶登入後取得了一個 bash shell（pid = 8416），並從中啟動了 ps 和 vim。
  • sshd（pid = 3028）負責管理透過 SSH 連線的遠端用戶端；其下的子 sshd（pid = 3610）管理一個具體的 SSH 連線，並衍生出 tcsh shell（pid = 4005）。
  • python（pid = 2808）是某個 Python 腳本直接由 systemd 啟動的服務行程。

這張圖最核心的洞察是：行程不是孤立存在的，而是以層次樹狀結構組織。每個行程都有一個確定的父行程，當父行程終止時，子行程的命運就需要 OS 明確處理。

init 與 systemd 行程

傳統 UNIX 系統以 init（System V init）作為所有子行程的根，pid 固定為 1，系統開機時第一個被建立。

現代 Linux 發行版已將 init 替換為 systemd。systemd 承擔與 init 相同的角色，但更彈性、可提供更豐富的服務。在 Linux 上執行 ps -el 或 pstree 指令，可以觀察到完整的行程樹，並逐層向上追溯到 systemd。


行程建立時的兩項決策​

每次建立子行程，OS 都必須面對兩個問題：父子行程如何並行運作？ 以及 子行程取得什麼程式與資料？

決策一：執行方式 (Execution Semantics)​

  1. 父行程與子行程並行執行：建立子行程後，父行程立刻繼續執行，不等子行程完成。
  2. 父行程等待子行程完成：父行程暫停，直到部分或全部子行程終止後才繼續執行。

決策二：位址空間 (Address Space)​

  1. 子行程是父行程的複本：子行程與父行程擁有相同的程式碼與資料（此時兩者執行相同程式，但資料是各自獨立的副本）。
  2. 子行程載入一個全新的程式：子行程的位址空間由一支新的可執行程式填充，與父行程的程式完全無關。

不同作業系統對這兩組選項的預設選擇不同。UNIX 系選系統和 Windows 採用了截然不同的設計哲學，分別以 fork() 搭配 exec() 和 CreateProcess() 來實現行程建立。


UNIX 系統的行程建立：fork() 與 exec()​

UNIX 將行程建立拆成兩個步驟，分別對應兩個 System Call。

fork()：複製行程​

考慮一個典型場景：Shell 接收到用戶輸入 ls 命令。Shell 需要建立一個子行程來執行 ls，同時自己繼續等待。整個流程如下：

  1. Shell 呼叫 fork()，OS 為子行程建立一份父行程位址空間的完整複本（相同的程式碼、堆疊、資料）。
  2. fork() 分別返回到父子兩個行程，但返回值不同：
    • 子行程：fork() 返回 0。
    • 父行程：fork() 返回子行程的 PID（一個正整數）。
  3. 父子行程都從 fork() 返回後的那一行指令繼續執行，邏輯上完全相同，只靠返回值來區分自己的角色。

這個設計非常巧妙：程式碼只需一個 if/else 就能讓父子行程走向不同的分支，而不需要額外的參數或旗標。

exec()：替換程式​

fork() 之後，子行程持有的仍然是父行程的程式碼。若要執行一支全新的程式，子行程會呼叫 exec() 系列 System Call。exec() 會將當前行程的位址空間整個替換成指定的可執行檔，然後從新程式的進入點開始執行。exec() 在成功時不會返回，因為原本呼叫 exec() 的程式碼已經被覆蓋掉了。

下面是一支完整展示 UNIX 行程建立的 C 程式：

#include <sys/types.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>

int main()
{
    pid_t pid;

    /* fork a child process */
    pid = fork();

    if (pid < 0) { /* error occurred */
        fprintf(stderr, "Fork Failed");
        return 1;
    }
    else if (pid == 0) { /* child process */
        execlp("/bin/ls", "ls", NULL);
    }
    else { /* parent process */
        /* parent will wait for the child to complete */
        wait(NULL);
        printf("Child Complete");
    }

    return 0;
}

執行後，系統中會出現兩個行程，都從 fork() 之後繼續執行：

  • 子行程（pid = 0）：進入 else if 分支，呼叫 execlp() 執行 /bin/ls，列出目錄內容。
  • 父行程（pid > 0）：進入 else 分支，呼叫 wait(NULL) 主動讓出 CPU 並掛起，等待子行程完成。

下圖展示了這個過程的時序關係：

Figure 3.9 — Process creation using the fork() system call

時序上各關鍵點的含義：

  • fork()：父行程呼叫 fork()，OS 複製位址空間，同時返回給父（pid > 0）與子（pid = 0）。
  • wait()：父行程呼叫 wait() 後進入阻塞（blocked）狀態，從就緒佇列移出；圖中以虛線表示這段等待期間父行程不在執行。
  • exec()：子行程呼叫 exec()，用新程式覆蓋位址空間並開始執行。
  • exit()：子行程完成後呼叫 exit()，OS 通知正在等待的父行程。
  • resumes：父行程從 wait() 返回，繼續執行後續邏輯（例如印出 "Child Complete"）。

這個設計的核心洞察是：fork() 負責複製、exec() 負責替換，兩者分工明確。子行程繼承了父行程的開啟檔案、排程屬性等資源，exec() 後這些資源依然保留，讓新程式可以直接使用父行程建立好的環境（例如已開啟的 stdin/stdout）。

子行程繼承什麼？

子行程從父行程繼承：

  • 排程優先級與屬性
  • 已開啟的檔案描述子（File Descriptors）
  • 環境變數（Environment Variables）
  • 信號遮罩（Signal Mask）

子行程不繼承：父行程的暫存器值（因為 fork() 後雙方各自獨立執行）。父子各自擁有一份資料的私有副本，其中一方修改資料不會影響另一方。


Windows 系統的行程建立：CreateProcess()​

Windows 採用與 UNIX 完全不同的設計哲學。CreateProcess() 函式要求在建立行程時直接指定要執行的程式，不存在「先複製、再替換」的兩階段流程。

#include <stdio.h>
#include <windows.h>

int main(VOID)
{
    STARTUPINFO si;
    PROCESS_INFORMATION pi;

    ZeroMemory(&si, sizeof(si));
    si.cb = sizeof(si);
    ZeroMemory(&pi, sizeof(pi));

    /* create child process */
    if (!CreateProcess(NULL,
        "C:\\WINDOWS\\system32\\mspaint.exe",
        NULL, NULL, FALSE, 0, NULL, NULL,
        &si, &pi))
    {
        fprintf(stderr, "Create Process Failed");
        return -1;
    }

    /* parent will wait for the child to complete */
    WaitForSingleObject(pi.hProcess, INFINITE);
    printf("Child Complete");

    CloseHandle(pi.hProcess);
    CloseHandle(pi.hThread);
}

CreateProcess() 接受至少 10 個參數，其中兩個關鍵的結構體是：

  • STARTUPINFO：指定新行程的視窗大小、外觀，以及標準輸入輸出的 handle。
  • PROCESS_INFORMATION：在建立成功後，存放新行程及其主執行緒的 handle 與 ID。

WaitForSingleObject(pi.hProcess, INFINITE) 等同於 UNIX 的 wait()，讓父行程阻塞直到子行程完成。

比較項目UNIX fork() + exec()Windows CreateProcess()
建立方式先複製父行程，再替換程式直接指定程式並載入
位址空間初始內容父行程的完整複本指定程式的新內容
參數數量fork() 無參數至少 10 個參數
等待子行程wait()WaitForSingleObject()

3.3.2 行程終止 (Process Termination)​

正常終止：exit()​

行程執行完最後一行程式碼後，呼叫 exit() System Call 請求 OS 將自己刪除。exit() 接受一個整數作為退出狀態（Exit Status），並透過 wait() 傳回給父行程。OS 在行程終止後會回收其所有資源，包含：實體與虛擬記憶體、已開啟的檔案、I/O 緩衝區等。

/* exit with status 1 */
exit(1);

在正常情況下，即使程式碼中沒有明確寫出 exit()，C 的 runtime library 也會在 main() 返回後自動插入 exit() 的呼叫。

強制終止：parent 主動終止子行程​

父行程可以透過系統呼叫（如 Windows 的 TerminateProcess()）強制終止子行程。這個系統呼叫通常只允許父行程對自己的子行程使用，否則任何惡意程式都能任意殺掉其他行程。

父行程選擇終止子行程的常見原因：

  • 子行程超出了被分配的資源使用量
  • 指派給子行程的工作已不再需要執行
  • 父行程本身即將終止，而 OS 不允許子行程在父行程消失後繼續存在

串聯終止 (Cascading Termination)​

有些系統規定：若父行程終止，則其所有後代行程也必須一同終止。這個現象稱為串聯終止（Cascading Termination），由 OS 負責發起。也就是說，當一個行程終止時，OS 會遞迴地終止它的所有子行程、孫行程，直到整棵子樹都被清除為止。

wait() 與行程狀態管理​

父行程可透過 wait() System Call 等待子行程結束，並取得子行程的退出狀態與 PID：

pid_t pid;
int status;

pid = wait(&status);

wait() 返回後，pid 中存放已終止的子行程的 PID，status 中存放子行程傳入 exit() 的數值。透過這個機制，父行程可以知道哪個子行程終止、以何種狀態退出。


Zombie Process（殭屍行程）與 Orphan Process（孤兒行程）​

要理解這兩種狀態，需要先知道一件事：OS 為每個行程在核心記憶體中維護一筆資料，稱為行程表 entry，也就是 3.1 節介紹的 PCB（Process Control Block）。這筆資料記錄了行程的 PID、狀態、CPU 暫存器快照、開啟的檔案，以及行程終止時傳給 exit() 的退出狀態（Exit Status）。

當一個行程呼叫 exit() 終止時，OS 會立刻釋放它的記憶體和開啟的檔案等大部分資源，但行程表 entry 不會立刻刪除，因為 entry 裡的退出狀態還沒有被父行程讀走。父行程必須先呼叫 wait()，OS 才會把 exit status 交給父行程，然後刪除這筆 entry 並釋放 PID。

若 entry 長期無法刪除，PID 永遠佔用、Process Table 的空間也不斷被吃掉；若大量行程堆積，Process Table 可能塞滿，OS 就無法再建立任何新行程。

這衍生出兩種值得特別關注的行程狀態：

Zombie Process（殭屍行程）​

一個行程已完成執行（呼叫了 exit()），但父行程尚未呼叫 wait() 來讀取其退出狀態，這個行程就成為殭屍行程（Zombie Process）。

殭屍行程的特徵：

  • 已釋放大部分資源（記憶體、開啟的檔案等）
  • 仍佔用一個 Process Table entry（保存退出狀態，等父行程讀取）
  • 一旦父行程呼叫 wait()，OS 讀走 exit status 後即刪除 entry、釋放 PID

一般情況下行程只會短暫停留在 zombie 狀態。問題出在父行程從不呼叫 wait() 的情況，這會讓 zombie 累積，最終耗盡 Process Table 的空間。

Orphan Process（孤兒行程）​

若父行程還沒呼叫 wait() 就自己先終止了，子行程就成為孤兒行程（Orphan Process）。注意：子行程此時仍在正常執行，只是父行程消失了，沒人能來呼叫 wait() 替它收尾。

父行程終止不等於子行程終止

有些系統啟用了串聯終止（Cascading Termination），父行程死亡時 OS 會遞迴地終止整棵子孫樹。但 UNIX/Linux 預設不啟用這個機制，子行程在父行程終止後會繼續執行，只是變成孤兒，等待 OS 幫它找到新的「養父」。

傳統 UNIX 的解法是將 init 指定為所有孤兒行程的新父行程。init（或現代 Linux 的 systemd）會定期呼叫 wait()，收走孤兒行程的退出狀態並釋放其 entry。

下圖以狀態圖呈現行程的完整生命週期，包含殭屍與孤兒的轉變：


Android 行程重要性層次​

行動裝置的記憶體資源遠比桌機少，Android 在記憶體不足時必須主動回收資源。關鍵是：這裡的「終止行程」指的是強制砍掉仍在執行中的行程，而不是等待程式自然跑完。當前景 App 需要更多記憶體時，OS 可能直接終止一個正在背景執行業務邏輯的行程，無論它當時在做什麼。

為了避免隨意砍程式影響用戶體驗，Android 根據一套重要性層次（Importance Hierarchy） 決定終止順序，從最不重要的行程開始：

下表列出 Android 的五個行程分類，從最重要到最不重要：

重要性（高 → 低）分類說明
1（最高）Foreground Process畫面上當前可見的行程，即用戶正在互動的應用程式
2Visible Process不在前景但被前景行程參照，其狀態顯示在前景介面上
3Service Process執行用戶可感知的背景工作，例如播放音樂串流
4Background Process執行背景工作，但用戶感知不到
5（最低）Empty Process不含任何活躍元件，通常是被快取的已終止應用程式殼層

終止順序：當系統需要回收記憶體時，Android 優先終止 Empty Process，其次是 Background Process，依此類推，絕不輕易終止 Foreground Process。

行程分類的動態性

一個行程的分類並非靜態。例如，若一個行程同時提供服務（Service）又處於可見（Visible）狀態，Android 會賦予它更高的分類（Visible），以保護它不被過早終止。

此外，Android 開發指南建議應用程式遵循 行程生命週期（Process Lifecycle） 的設計規範：每次被移到背景時要保存狀態，因為 OS 隨時可能把它終止。當用戶重新回到這個 App 時，它應該能從上次的狀態恢復，讓用戶感知不到「被砍掉再重啟」的差異。這個設計讓 Android 可以積極地回收記憶體，同時維持良好的用戶體驗。