fork（）如何知道何时返回0？
以下面的例子：
int main(void) { pid_t pid; pid = fork(); if (pid == 0) ChildProcess(); else ParentProcess(); } 所以纠正我，如果我错了，一旦fork（）执行一个subprocess创build。 现在通过这个答案 fork（）返回两次。 这是一次为父进程，一次为subprocess。
这意味着两个独立的进程在fork调用期间生成，而不是在结束之后生成。
现在我不明白它如何理解如何为subprocess返回0和为父进程正确的PID。
这在哪里变得非常混乱。 这个答案指出fork（）通过复制进程的上下文信息并手动将返回值设置为0来工作。
首先我正确地说，返回任何函数都放在一个寄存器中？ 由于在单个处理器环境中，一个进程只能调用一个只返回一个值的子例程（如果我在这里错了，请纠正我）。
比方说，我在一个例程中调用一个函数foo（），该函数返回一个值，该值将被存储在一个寄存器中，比如BAR。 每次函数想要返回一个值，它都将使用一个特定的处理器寄存器。 所以，如果我能够手动更改过程块中的返回值，我可以更改返回到该function的值？
所以我正确地认为fork（）是如何工作的？
它是如何工作的，在很大程度上是不相关的 – 作为一个开发人员在某个级别上工作（即编码到UNIX API），你只需要知道它的工作原理。
话虽如此，并且认识到好奇心或需要在一定程度上理解是一个很好的特征，但有许多方法可以做到这一点。
首先，一个函数只能返回一个值的争论是正确的，但是您需要记住，在进程拆分之后，实际上有两个函数运行的实例，每个进程中有一个实例。 他们大多是相互独立的，可以遵循不同的代码path。 下图可能有助于理解这一点：
Process 314159 | Process 271828 -------------- | -------------- runs for a bit | calls fork | | comes into existence returns 271828 | returns 0
你可以希望在那里看到fork的一个实例只能返回一个值（如同任何其他C函数一样），但实际上有多个实例在运行，这就是为什么在文档中返回多个值的原因。
这是一个如何工作的可能性。
当fork()函数开始运行时，它存储当前进程ID（PID）。
然后，当它返回时，如果PID与存储的相同，那么它就是父级。 否则，这是孩子。 伪代码如下：
def fork(): saved_pid = getpid() # Magic here, returns PID of other process or -1 on failure. other_pid = split_proc_into_two(); if other_pid == -1: # fork failed -> return -1 return -1 if saved_pid == getpid(): # pid same, parent -> return child PID return other_pid return 0 # pid changed, child, return zero
请注意，在split_proc_into_two()调用中有很多魔法，在封面（a）下几乎肯定不会那样工作。 这只是为了说明它的概念，基本上是：
- 在拆分之前得到原始的PID，在拆分之后两个进程保持相同。
- 做分裂。
- 分割后得到当前的PID，这在两个进程中是不同的。
您可能也想看看这个答案 ，它解释了fork/exec哲学。
（a）几乎肯定比我解释的更复杂。 例如，在MINIX中，对fork的调用最终在内核中运行，该内核可以访问整个进程树。
它简单地将父进程结构复制到subprocess的空闲槽中，如下所示：
sptr = (char *) proc_addr (k1); // parent pointer chld = (char *) proc_addr (k2); // child pointer dptr = chld; bytes = sizeof (struct proc); // bytes to copy while (bytes--) // copy the structure *dptr++ = *sptr++;
然后对儿童结构进行微小的修改，以确保其适用性，包括：
chld->p_reg[RET_REG] = 0; // make sure child receives zero
所以，与我所设想的scheme基本相同，但是使用数据修改而不是代码pathselect来决定返回给调用者的内容 – 换句话说，您会看到如下所示的内容：
return rpc->p_reg[RET_REG];
在fork()的末尾，以便返回正确的值，具体取决于它是父进程还是subprocess。
在Linux中fork()发生在内核中; 实际的地方是这里的_do_fork 。 简化的fork()系统调用可能类似于
pid_t sys_fork() { pid_t child = create_child_copy(); wait_for_child_to_start(); return child; }
所以在内核中， fork()真的返回一次 ，进入父进程。 但是，内核也会将subprocess创build为父进程的副本; 但不是从普通函数返回，而是为新创build的subprocess的线程合成一个新的内核栈 ; 然后上下文切换到该线程（和进程）; 因为新创build的进程从上下文切换函数返回，它将使subprocess的线程以fork()的返回值0返回到用户模式。
基本上，userland中的fork()只是一个简单的包装器，它返回内核放入其堆栈的值/返回寄存器。 内核设置新的subprocess，以便它通过这个机制从其唯一的线程返回0; 并且父系统调用中返回子pid，因为来自任何系统调用（例如read(2)任何其他返回值都将是。
你首先需要知道多任务是如何工作的。 理解所有的细节是没有用的，但是每个进程都运行在某种由内核控制的虚拟机上：一个进程有自己的内存，处理器和寄存器等等。这些虚拟对象映射到真实的对象上（神奇的是在内核中），并且有一些机器可以随着时间的推移将虚拟上下文（进程）交换到物理机器上。
然后，当内核派生一个进程（ fork()是内核的入口），并且创build父进程中的几乎所有内容到子进程的副本时，就可以修改所需的所有内容。 其中之一就是修改相应的结构，以便将当前调用返回给子代的子代和父代中的子代的pid。
注意：nether说“fork返回两次”，函数调用只返回一次。
想一想克隆机器：你一个人进入，但两个人退出，一个是你，另一个是你的克隆（非常不同）; 而克隆机器可以设置一个不同于你的克隆名称。
fork系统调用创build一个新进程，并从父进程复制大量的状态。 像文件描述符表的东西被复制，内存映射及其内容等等。这个状态在内核里面。
内核为每个进程logging的内容之一是该进程在系统调用，陷阱，中断或上下文切换（大部分上下文切换发生在系统调用或中断）的返回时需要恢复的寄存器的值。 这些寄存器保存在系统调用/陷阱/中断，然后返回到用户区时恢复。 系统通过写入该状态来调用返回值。 叉子是做什么的 父叉获得一个值，subprocess不同。
由于分叉进程与父进程不同，内核可以做任何事情。 在寄存器中给它任何值，给它任何内存映射。 为了确保几乎除了返回值之外的所有内容都与父进程中的相同，需要付出更多的努力。
对于每个正在运行的进程，内核都有一个寄存器表，在进行上下文切换时加载回来。 fork()是一个系统调用; 一个特殊的调用，当进行时，进程得到上下文切换，执行调用的内核代码在不同的（内核）线程中运行。
系统调用返回的值放置在应用程序在调用之后读取的特殊寄存器（x86中的EAX）中。 当进行fork()调用时，内核会复制进程，并在每个进程描述符的每个寄存器表中写入相应的值：0和pid。
