守护进程也称为精灵进程，是运行在后台的一种特殊进程。其生存期较长，独立于控制终端并且周期性地执行某种特定的系统任务或等待处理发生的事件。 守护进程不受用户登陆与注销的影响，它一直在运行着。Linux下的大多数服务器都是利用守护进程实现的。常见的守护进程包括系统日志进程syslogd、 web服务器httpd、邮件服务器sendmail和数据库服务器mysqld等。
很多守护进程在系统引导的时候启动，并且一直运行直到系统关闭。另一些只在需要的时候才启动，完成任务后就自动结束。 只是守护进程经常以超级用户（root）权限运行，因为它们要使用特殊的端口（1-1024）或访问某些特殊的资源。
一个守护进程的父进程是init进程，因为它真正的父进程在fork出子进程后就先于子进程exit退出了，所以它是一个由init继承的孤儿进程。守护进程是非交互式程序，没有控制终端，所以任何输出，无论是向标准输出设备stdout还是标准出错设备stderr的输出都需要特殊处理。守护进程的名称通常以d结尾，比如sshd、xinetd、crond等。
每个进程都属于一个进程组，而进程组中可以包含一个或多个进程。进程组中有一个组长进程（第一个进程），组长的进程 PID 就是该进程组的组ID(PGID)。
当父进程，创建子进程的时候，默认子进程与父进程属于同一进程组。组长进程可以创建一个进程组，创建该进程组中的进程，然后终止。只要进程组中有一个进程存在，进程组就存在，与组长进程是否终止无关。（至于组长进程结束了就算了，只有组内最后一个进程结束，才算该进程组结束）进程组生存期：进程组创建到最后一个进程结束掉(终止或转移到另一个进程组)。一个进程只能为它自己或子进程设置进程组ID号；如果要改变子进程到新的组，应在fork后，在exec前。相关的函数： 函数1 setpgid函数：改变进程默认所属的进程组。通常可用来加入一个现有的进程组或创建一个新进程组。
//将参数1对应的进程，加入参数2对应的进程组中。成功：0；失败：-1，设置errno int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);函数2 getpgid函数：获取指定进程的进程组ID，当pid = 0，那么该函数作用和getpgrp一样。
pid_t getpgid(pid_t pid);// 成功：0；失败：-1，设置errno函数3 getpgrp函数：获取当前进程的进程组ID，即返回调用者的进程组ID
pid_t getpgrp(void); /* POSIX.1 version */会话期(session)是一个或多个进程组的集合。通常每打开的1个终端就相当于与系统建立起1个会话（当关闭终端时，会话关闭），在该会话上的所有进程都属于会话。且建立该会话的进程是会话的会话首进程，它的进程PID就是会话的 SID。一个会话可以有一个控制终端，当控制终端有输入输出操作时，都会传递到前台作业上。
在一个会话中，一个进程组被称为一个作业。其中的一个进程组被称为前台作业，而剩余进程组则被称为是会话的后台作业。
会话的作用在于：可以将多个作业通过一个终端控制，其中一个在前台操作，其它的后台运行。
相关函数：
函数4 getsid函数：获取进程所属会话的会话ID
#include <unistd.h> pid_t getsid(pid_t pid);//成功：返回调用进程的会话ID；失败：-1，设置errno 函数描述： //getsid(0) returns the session ID of the calling process. //getsid(p)returns the session ID of the process with process ID p. //(The session ID of a process is the process group ID of the session leader.)函数5 setsid函数：创建一个会话，并以自己的ID设置进程组ID，同时也是新会话的ID。也就是说：调用setsid函数成功的这个进程，将是新会话首进程，也是新的组长进程。
NAME setsid - creates a session and sets the process group ID SYNOPSIS #include <unistd.h> pid_t setsid(void); DESCRIPTION setsid() creates a new session if the calling process is not a process group leader. The calling process is the leader of the new session,the process group leader of the new process group, and has no controlling terminal. The process group ID and session ID of the calling process are set to the PID of the calling process. The calling process will be the only process in this new process group and in this new session.（调用了setsid函数的进程，既是新会话首进程，也是新的组长进程。）上面也说的很清楚了，下面小结一下创建新会话中的注意事项： 注：大家在从事Linux后台开发的时候，要多使用人家提供的帮助手册。我们不一定全部都记那么清楚，但是唯一缺点就是：英文。其实从我的角度看，英语没有那么复杂，咱不会说，也听不懂，但是不影响自己翻译阅读理解啊！！！
若调用进程是组长进程，则出错返回；不是则该进程变成新会话首进程 和 新进程组的组长进程 新会话丢弃原有的控制终端，该会话是没有控制终端的。即该进程没有控制终端，如果之前有，则会被中断（会话过程对控制终端的独占性）。且需有root权限 建立新会话时，是要先调用fork，父进程终止，然后子进程调用setsid在Linux上可以通过ps ajx命令查看系统中的进程。
参数a表示不仅列当前用户的进程，也列出所有其他用户的进程参数x表示不仅列有控制终端的进程，也列出所有无控制终端的进程参数j表示列出与作业控制相关的信息总之，大家记住这么一点：进程组和会话在进程之间形成了两级的层次：进程组是一组相关进程的集合，会话是一组相关进程组的集合。
程序1： 源代码如下：
#include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> int main() { printf("pid = %d, ppid = %d, pgid = %d, sid = %d \n", getpid(), getppid(), getpgrp(), getsid(0)); }运行结果： 分析上图可得：当启动一个新进程时（./sample），是由其父进程（bash）这个终端进程创建，所以这个新进程所属的会话的会话SID就是bash的PID，因为它属于当前bash创建的会话，而且bash是该会话的会话首进程。
此外，新进程的pgid即它的进程组ID就为它自身的pid。因为我们这里只启动这一个进程时，进程组只有一个成员，就是它自身，因此该新进程也是新创建进程组的进程组长。
程序2： 修改上面的简单程序，源代码如下：
#include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> int main() { fork(); printf("pid = %d, ppid = %d, pgid = %d, sid = %d \n", getpid(), getppid(), getpgrp(), getsid(0)); }此时运行结果如下： 上图的信息量好大啊，分析一下：子进程的ppid为1，这就说明了父进程已结束退出，那么有pid为1的init进程接管，但是我们看到其进程组id仍为其父进程（进程组组长）的pid。那么这一点也验证了我们前面所说的：只要进程组中有一个进程存在，进程组就存在，与组长进程是否终止无关。 他们的会话id也还是bash的PID，因为都属于当前bash创建的会话，而且bash是该会话的会话首进程。只要终端不关闭，即bash存活（它的PID就不变），上面的运行结果也可能如下： 子进程的ppid就是创建它的父进程的id，子进程所属的进程组id就为组长进程的pid，即它父进程的pid。它们的sid都为当前终端bash的pid。
OK 开始今天的重点：创建守护进程
这一部分详见《UNIX环境高级编程第二版》的第13章 主要步骤如下：
在父进程中执行fork创建出子进程，然后父进程exit退出。原因如下：如果守护进程是通过 Shell 启动，父进程退出，Shell 就会认为任务执行完毕，之后的所有工作都在子进程中完成，而用户在Shell终端里则可以执行其他命令，从而在形式上做到了与控制终端的脱离，在后台工作。这时子进程由 init 接管。此外，因为将要调用的setsid()函数，要求必须不是组长进程，子进程继承父进程的进程组 ID，保证了子进程不是进程组的组长进程。在子进程调用setsid()创建新会话，脱离原会话（把组员进程拿出来作为新组组长）。 在上面调用了 fork() 函数后，产生的子进程全部拷贝了父进程的会话期、进程组、控制终端等信息。即使父进程退出了，但会话期、进程组、控制终端等并没有改变。这还不是真正意义上的独立开来，而 setsid()函数，使子进程完全独立出来，脱离控制。 这里的完全独立，摆脱其他进程控制：由子进程去调用setsid()创建一个新会话，那么他自己就担任新会话的首进程，这样就本进程就与 原会话、原进程组和原控制终端的控制 无关联。再次 fork() 一个子进程，父进程exit退出（就是上面的那个子进程）。他退出的原因：上面的这个子进程已经成为无终端的会话首进程，但是它可以重新申请打开一个控制终端，可以通过 fork() 一个子进程，该子进程不是会话首进程，于是该进程将不能重新打开控制终端。退出父进程。这里的意思也就是说通过再次fork创建子进程，结束当前进程，使进程不再是会话首进程来禁止进程重新打开控制终端。chdir（“/”）修改工作目录（这是不可卸载的工作目录：根目录）。我们上面使用fork创建的子进程继承了父进程的当前工作目录。但是由于在进程运行中，当前目录所在的文件系统（如“/mnt/dev”）是不能卸载的，这对以后的使用会造成诸多的麻烦（比如系统由于某种原因要进入单用户模式）。因此，通常的做法是让"/"作为守护进程的当前工作目录，这样就可以避免上述的问题，当然，也可以把当前工作目录换成其他的路径，如/tmp（看自己的需求了）。这就很好地避免原父进程当前目录被卸载掉引发的一些问题。umask(0)清除掩码。文件权限掩码是指屏蔽掉文件权限中的对应位。比如，有个文件权限掩码是050，它就屏蔽了文件组拥有者的可读与可执行权限（就是说可读可执行权限均变为7，因为不再屏蔽了）。由于使用fork函数新建的子进程也继承了父进程的文件权限掩码，这就给该子进程使用文件带来了诸多的麻烦。因此把文件权限掩码重设为0即清除掩码（权限重置为777），这样可以大大增强该守护进程的灵活性。在子进程中close()不需要的文件描述符。和上面的这个文件权限码一样，fork创建的子进程会从父进程那里继承已经打开了的文件的文描。这些被打开的文件可能永远不会被守护进程读写，但它们一样消耗系统资源，而且可能导致所在的文件系统无法卸下。实际上，在第二步结束之后，我们的守护进程就已经与所属的控制终端失去了联系。因此，首先从终端输入的字符不可能到达守护进程，其次守护进程中用常规方法（如printf）输出的字符也不可能在终端上显示出来。所以，文件描述符为0、1和2 的这3个文件描述符（即输入、输出和报错）已经也无用，所以也应被关闭。守护进程的退出。这个就很简单粗暴了，kill 命令停止该守护进程。好的，现在开始创建守护进程，源代码如下：
#include <stdio.h> #include <assert.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> #include <time.h> #include <sys/stat.h> int main() { int n=fork();//1.创建子进程，父进程退出 if(n!=0) { exit(0); } setsid();//2.创建会话 int n1=fork();//3.再次fork，父进程退出，新的子进程不再是会话首进程 if(n1!=0) { exit(0); } chdir("/");//4.根目录成为子进程的新的工作目录 umask(0);//5.清空掩码，以便扩大该守护进程的灵活性 int size=getdtablesize();//6.关闭所有文件描述符，让其不占用系统资源 int i=0; for(;i<size;++i) { close(i); } while(1) { //追加方式 FILE* fp = fopen("/home/song/newlinux/delete_is_ok.log", "a+"); if (fp == NULL) break; time_t tv; time(&tv); fprintf(fp, "Curtime is %s", asctime(localtime(&tv)));//把时间写入 fclose(fp); sleep(6);//睡上6秒 } }运行程序如下： 分析：运行./create程序，但是在终端中没有任何输出。因为它已经变为了守护进程长期在系统中存在，但我们可以通过ps -ef命令查看到，如上
然后我们就会在上面的那个目录里面找到新建的日志文件： 使用tail -f命令来实时刷新并显示末尾数据： 如上：每隔6s文件中就多了一条打印 时间信息。也就是说：我们所创建的这个守护进程一直在后台工作。
好了，把它干掉吧
