POSIX 线程与同步原语与 POSIX 信号与进程控制

• pthread 线程 API 与内核对线程的表示
• 用户态线程与内核调度实体
• clone 系统调用

POSIX 线程（pthread）在 Linux 上由内核线程实现，每个 pthread 对应一个内核的 task_struct（通过 clone 系统调用创建，共享地址空间等资源）。pthread_create 用 clone 创建线程（共享 VMA、文件描述符、信号处理等），返回内核线程；pthread_join 等待线程结束（内核线程退出后回收其资源）；pthread_exit 退出线程（内核线程退出，释放资源）。对应关系：用户态 pthread 是内核 task_struct 的封装，pthread 的 tid 即内核线程的 pid（tgid 是进程/task group）。pthread_join 对应内核的 wait/reap 线程的退出状态。

pthread 是 POSIX 线程 API，底层由内核 task_struct 承担，Linux 用 clone 复用进程机制实现线程。pthread_join 回收内核线程资源，理解对应关系便于排查线程问题。

• pthread_key_t 与 TLS
• setspecific/getspecific
• 资源清理

pthread_key_t 是线程局部存储（TLS）的键，用 pthread_key_create 创建，每个线程通过该键维护独立的线程局部值。pthread_setspecific 把线程特有的值绑定到键，pthread_getspecific 读取，各线程互不影响。用途：errno、线程自定义上下文、线程私有缓存。pthread_key_create 可注册析构函数（destructor），线程退出时自动清理该键对应的值。工程上：用 TLS 避免全局变量竞争，需注意健析构与线程退出顺序。

TLS 让每线程拥有独立变量，避免共享竞争。pthread_key 是键-值映射，每线程独立，构造函数注册析构函数保证清理。

• pthread_kill 线程级信号
• 异步信号安全
• 投递目标

pthread_kill 向指定线程投递信号（线程级），而非整个进程（kill 投递到进程，由任意未阻塞线程处理）。用途：向特定线程发信号（如取消、通知）。异步信号安全（async-signal-safe）指信号处理器中可安全调用的函数集合非常有限，因为信号可能打断任意代码，若调用非安全函数（如 malloc、printf、加锁）可能死锁或破坏状态。pthread_kill 的处理器中只能调用异步信号安全函数。工程上：信号处理器中只做简单标记（如 volatile sig_atomic_t），复杂处理放到主逻辑。

pthread_kill 精确投递到线程，但处理器受异步信号安全限制。信号处理器只能调 async-signal-safe 函数，避免非安全调用。

• CPU 亲和性
• pthread_setaffinity_np
• 应用场景

pthread_setaffinity_np 把线程绑定到指定 CPU 集合（CPU affinity），使线程只在指定 CPU 上运行，避免跨核迁移。用途：减少缓存抖动（线程固定核上保持 L1/L2 命中）、实时任务确定性、NUMA 优化（线程绑定其内存所在节点）。绑定后线程受 CPU 集合限制，若集合内 CPU 繁忙则排队。工程上：关键线程/实时任务绑定核，绑定需注意与 NUMA 配合（线程绑定到内存所在节点）；过度绑定可能降低调度灵活性。

CPU 亲和性用"绑核"换取缓存局部性与确定性，代价是调度灵活性。适合关键/实时线程，配合 NUMA 节点优化。

• 实时调度策略
• SCHED_FIFO/SCHED_RR
• 优先级

pthread_setschedparam 设置线程的调度策略与优先级。SCHED_FIFO（先入先出实时）——优先级高的实时线程优先运行，同优先级 FIFO 排队，不时间片轮转（除非阻塞/让出），适合紧急任务；SCHED_RR（轮转实时）——同优先级实时线程按时间片轮转，公平共享 CPU，适合多个同优先级实时任务。实时策略优先级高于普通 SCHED_OTHER。工程上：实时线程用 SCHED_FIFO/SCHED_RR 需高权限（root/CAP_SYS_NICE），设置不当会饿死其他线程，需谨慎（优先级合理、避免死循环）。

SCHED_FIFO 无时间片抢占（高优先级持续运行），SCHED_RR 同优先级轮转。实时策略保确定性但需防止饿死与死循环。

• robust mutex 概念
• 进程崩溃恢复
• PTHREAD_MUTEX_ROBUST

robust mutex（健壮互斥锁）用于进程间共享锁（通过共享内存的 pthread_mutex），普通 mutex 若持有者进程崩溃，锁会永久卡死（其他进程死锁）。robust mutex 在持有者崩溃时，内核令下一个获取者收到 EOWNERDEAD 错误，并允许其恢复锁（清理共享状态后 pthread_mutex_consistent 使锁恢复可用）。工程上：进程间共享锁用 PTHREAD_MUTEX_ROBUST，处理 EOWNERDEAD 时清理崩溃遗留的共享数据并恢复，避免共享锁被永久占用。

robust mutex 解决"进程崩溃后共享锁卡死"。EOWNERDEAD 提示接管已死持有者的锁，清理后用 pthread_mutex_consistent 恢复。

• 多线程 fork
• pthread_atfork
• 死锁风险

多线程进程中 fork 时，子进程只复制调用线程（其他线程消失），但继承的锁状态可能被其他线程持有（此时该线程不存在了），导致子进程内锁被"永久持有"而死锁。pthread_atfork 注册 prepare/parent/child 三个 handler：prepare 在 fork 前调用（获取所有锁）、parent 在父进程 fork 后调用（释放锁）、child 在子进程 fork 后调用（释放锁），保证 fork 时锁状态一致。工程上：多线程程序 fork 前用 pthread_atfork 保护锁，或用 posix_spawn 替代 fork（更安全）。

多线程 fork 的死锁风险是"锁被消失的线程持有"。pthread_atfork 的 prepare/parent/child 钩子在 fork 前后统一锁状态，避免死锁。

• fork 与 COW
• 内存共享边界
• 性能优化

fork() 创建子进程时，父进程的页表被复制，但物理页通过写时复制（COW）共享——父子的内存页最初共享同一物理页，标记为只读，任一进程写时才复制页并分配新物理页。这避免了 fork 时复制全部内存，使 fork 快速、内存占用低。共享边界：fork 后父子共享内存页（只读），直到写入才分离（COW）；未写出的部分保持共享。工程上：fork 依赖 COW 高效，但若 fork 后大量写会触发大量页复制（成本高）；频繁 fork 的进程注意 COW 触发成本，可用 vfork/posix_spawn。

COW 让 fork 只复制页表不复制物理页，写得越多复制越多。共享边界是"只读共享，写时分离"。

• fork+exec 模式
• posix_spawn
• 单次调用

fork+exec 是传统进程创建：fork 复制当前进程，再 exec 以新程序替换，两次系统调用（fork + exec），中间短暂存在"复制后的中间态"。posix_spawn 是 POSIX 1003.1 提供的单次进程创建+执行接口，内部可优化为一次调用（无需先复制再替换），尤其适合多线程环境（避免 fork 复制所有线程死锁风险）与轻量进程创建。工程上：posix_spawn 更安全（多线程）、更高效（避免 fork 的 COW 浪费），但灵活性略低于 fork+exec（需用 file action 和 attribute 配置）。现代系统用 posix_spawn 替代 fork+exec 创建外部进程。

posix_spawn 把"fork+exec"封装为一次调用，避免多线程 fork 死锁风险与 COW 浪费，是更安全的进程创建方式。

• waitpid 功能
• WNOHANG/WUNTRACED
• 非阻塞管理

waitpid 等待子进程状态变化（退出、停止、继续），选项控制行为：WNOHANG——非阻塞，若子进程未退出则立即返回 0（不阻塞），用于轮询子进程状态；WUNTRACED——报告已停止（在信号下暂停）的子进程状态，用于调试/信号停止的子进程。组合实现非阻塞子进程管理：用 WNOHANG 轮询子进程是否退出，配合 WUNTRACED 捕获停止状态，在事件循环中管理多个子进程。工程上：非阻塞 wait 配合信号/SIGCHLD 或事件循环管理子进程，避免阻塞等待。

WNOHANG 让 wait 不阻塞（轮询），WUNTRACED 捕获停止状态。非阻塞管理子进程避免阻塞主流程，配合信号/epoll 使用。

• 异步信号安全
• malloc 的 arena 锁
• printf 的 stdio 缓冲锁

异步信号安全函数（async-signal-safe）列表有限，因为信号处理器可能在任意时刻打断主程序的任意代码，若处理器调用与主程序共享状态的函数，会破坏状态。malloc 内部持有 arena 锁（管理堆的锁），若信号打断正在 malloc 的主程序（已持锁），处理器再调用 malloc 会死锁（同一线程重入加锁）；printf 持有 stdio 缓冲锁（stdout 缓冲），同理可能死锁或破坏缓冲。因此信号处理器只能调用明确列出的 async-signal-safe 函数（如 write、_exit），复杂操作放到主逻辑。工程上：信号处理器只做简单标记（volatile sig_atomic_t）或 write 到管道，主逻辑处理。

关键在"重入"——信号打断持锁代码后处理器再进入同一锁会死锁。malloc/printf 非 async-signal-safe，处理器应避免。

• 信号掩码
• 线程创建继承
• 线程投递

信号掩码（signal mask）定义线程阻塞哪些信号。多线程中：新线程创建时继承创建者线程的信号掩码；pthread_sigmask 设置/查询线程自己的掩码；进程级信号（kill 发）由任一未阻塞该信号的线程处理，线程级信号（pthread_kill）只投递给指定线程。掩码继承与线程投递的差异：掩码是每线程属性（创建时继承），而标准信号处理是进程级共享（handler 全进程共享）。工程上：用 pthread_sigmask 在创建线程前阻塞某些信号，避免新线程被信号打断，再用 sigwait 集中处理。

掩码是线程级（创建时继承），投递是"进程级信号任一线程处理、线程级信号定向投递"。用 pthread_sigmask + sigwait 集中处理信号。

• fork 后的线程
• 子线程消失
• 后果

fork() 后子进程只复制调用 fork 的线程，其他线程（子线程）在子进程中不存在（消失）。原因：fork 只复制调用线程的上下文，其他线程不复制。后果：子进程后续若期望其他线程存在会出错；若其他线程持有锁，子进程内该锁被"永久持有"（线程消失），可能死锁；异步信号/全局状态可能不一致。因此多线程程序 fork 后通常立即 exec（替换程序）或只做异步信号安全操作。工程上：多线程 fork 后用 posix_spawn 或立即 exec，避免子进程处于"只有一线程"的异常状态。

fork 只复制调用线程，子进程是"单线程"状态，其他线程的锁与状态可能遗留导致死锁。多线程程序 fork 后通常立即 exec。

• signalfd
• 信号即 I/O
• 事件循环

signalfd 创建一个文件描述符，把指定信号转为可读事件写入该 fd，应用程序用 read 读取信号信息（struct signalfd_siginfo），从而把信号处理变成"文件 I/O"。配合 epoll/select 可把信号整合进事件循环（信号即 I/O），避免异步信号处理器（受限）而用同步读取。工程上：signalfd 需先阻塞信号（pthread_sigmask），再创建 signalfd，在事件循环中统一处理信号与其他 I/O，避免信号处理器中的异步信号安全限制。

signalfd 把信号"转成" fd 事件，让信号处理走同步 I/O 路径，配合 epoll 统一事件循环，规避异步信号安全限制。

• vfork 语义
• 挂起父进程
• 共享地址空间

vfork() 创建子进程时，父进程被挂起（阻塞），子进程直接共享父进程的地址空间（不复制页表），子进程在 exec 或 _exit 前一直使用父进程的状态。语义：子进程应立即 exec 或 _exit，不能修改父进程内存（否则影响父进程），父进程在子进程 exec/_exit 前不恢复执行。用途：快速创建子进程并立即 exec（避免 COW 页表复制开销），但危险（子进程修改共享内存影响父进程）。现代系统多用 posix_spawn 替代 vfork。工程上：vfork 需子进程立即 exec，避免用共享内存做复杂操作。

vfork 挂起父进程、子进程共享地址空间，专为"创建后立即 exec"设计，快速但危险（共享内存易被修改）。

• pthread_cancel
• 异步/延迟取消
• cancellation point

pthread_cancel 请求取消线程，取消方式：异步取消（PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS）——线程可在任意指令被取消（危险，可能打断资源清理）；延迟取消（PTHREAD_CANCEL_DEFERRED，默认）——线程只在 cancellation point（取消点，如阻塞 I/O、pthread_join 等系统调用）检查取消请求并退出，更安全。cancellation point 是允许取消发生的点，线程到达该点才响应取消。工程上：用延迟取消（默认），用 pthread_cleanup_push 注册清理函数，线程在取消点退出时执行清理；避免异步取消（资源泄漏风险）。

延迟取消在 cancellation point 才响应，配合清理函数保证资源释放；异步取消随时打断，危险。默认延迟取消更安全。

• priority inversion
• 优先级继承
• 实时系统

priority inversion（优先级反转）指低优先级线程持有锁，高优先级线程等待该锁，导致高优先级线程被低优先级线程阻塞（优先级倒挂），可能长时间被拖延。PTHREAD_PRIO_INHERIT（优先级继承互斥锁）缓解：当高优先级线程等待低优先级线程持有的锁时，把锁持有者的优先级临时提升到等待者的优先级，使低优先级线程能尽快运行释放锁，减少反转。用于实时系统/关键任务。工程上：实时线程用 PRIO_INHERIT 互斥锁避免优先级反转，配合 PTHREAD_PRIO_PROTECT 等协议。

优先级反转是"持锁优先级倒挂"。优先级继承把持锁者临时提权，加速释放锁，是实时系统的标准防反转手段。

• futex 机制
• 快速路径 vs 慢路径
• 无竞争无系统调用

pthread_mutex 底层用 futex（fast userspace mutex）实现。快速路径（无竞争）：用原子 CAS 在用户态尝试获取锁，成功则无需系统调用（只改用户态计数器）；慢路径（有竞争）：CAS 失败，通过 futex 系统调用进入内核睡眠（FUTEX_WAIT），释放时用 FUTEX_WAKE 唤醒。无竞争时加解锁只做用户态原子操作，不进入内核，因此不产生系统调用（开销极小）；只有竞争时才进内核睡眠/唤醒。这是 futex 的核心设计：把无竞争情况留在用户态，竞争才进内核。

futex 用"用户态原子 + 内核等待/唤醒"两级。无竞争纯用户态（无 syscall），竞争才进内核，兼顾快速与阻塞。

• 标准信号 vs 实时信号
• 排队行为
• 信号携带数据

标准信号（SIGTERM、SIGINT 等）与实时信号（SIGRTMIN 到 SIGRTMAX，如 SIGRTMIN+1）差异：排队——标准信号不排队（同信号多次投递可能合并为一个），实时信号排队（多个同信号依次投递，可靠）；携带数据——实时信号可携带数据（sigqueue + union sigval/值），标准信号不能；优先级——实时信号有优先级（数字小的先投递）。实时信号用于可靠事件通知（不丢事件、有序、可携带数据）。工程上：可靠事件通知/附带数据用实时信号，标准信号用于常规控制。

核心差异是"排队 + 附带数据 + 优先级"。标准信号不排队（可能丢），实时信号排队且可携带值，适合可靠通知。

• sigaction 标志
• SA_RESTART/SA_NOCLDWAIT/SA_NODEFER
• 语义

sigaction 标志：SA_RESTART——被信号打断的慢速系统调用（read、write 等）自动重启（不返回 EINTR），简化处理；SA_NOCLDWAIT——收到 SIGCHLD 时自动回收子进程（不产生僵尸进程），需慎用（无法再 wait 获取状态）；SA_NODEFER——信号处理期间不自动阻塞该信号（允许嵌套递送），默认处理器执行期间同信号被阻塞（SA_NODEFER 关闭这层保护）。工程上：SA_RESTART 让 I/O 自动重启（少处理 EINTR），SA_NOCLDWAIT 用于自动回收子进程，SA_NODEFER 用于需嵌套的场景（谨慎）。

三个标志控制信号处理的行为：RESTART 重启 I/O、NOCLDWAIT 自动回收子进程、NODEFER 允许嵌套，按需组合。

• sigwait
• 同步信号接收
• 信号即事件

sigwait 阻塞等待指定信号（集合），收到后返回信号编号，实现"同步接收信号"（信号即事件）。与信号处理器（异步，受限）不同，sigwait 用同步方式在同一线程处理信号（可调用任意函数、加锁），避免异步信号安全限制。配合 sigtimedwait 支持超时。工程上：多线程中"信号处理线程"用 sigwait 阻塞接收信号，把信号当作事件处理（如优雅退出、重载），其他线程阻塞该信号（pthread_sigmask），避免信号被随机分发。

sigwait 把信号变成"同步事件"，在专用线程处理，规避异步信号安全限制。配合掩码让信号只投递到 sigwait 线程。

• signalfd 与 epoll
• 信号统一处理
• 事件循环

signalfd + epoll 把信号纳入统一事件循环：把信号通过 signalfd 转为 fd 可读事件，注册到 epoll，与网络/定时器等 I/O 事件统一处理。流程：先阻塞信号（pthread_sigmask），创建 signalfd（绑定信号集），把 signalfd fd 加入 epoll，epoll_wait 时统一处理信号事件与其他 I/O 事件。优点：信号处理走同步路径（可加锁、可读 signalfd 信息），避免异步信号处理器限制，单一事件循环统一管理。工程上：网络服务用 signalfd+epoll 统一处理 SIGTERM 等信号与连接事件。

signalfd 把信号转 fd，epoll 统一调度，实现"信号即事件"且同步安全处理，是高性能服务的主流做法。

• POSIX timer 通知
• SIGEV_SIGNAL/SIGEV_THREAD/SIGEV_THREAD_ID
• 各模式

POSIX timer（timer_create）通知模式由 sigevent 指定：SIGEV_SIGNAL——定时器到期发信号（应用有信号处理器处理，异步信号安全受限）；SIGEV_THREAD——到期时内核创建新线程调用回调函数（可在回调中做任意操作，但线程创建开销与线程安全需注意）；SIGEV_THREAD_ID（Linux 扩展）——投递到指定线程，避免系统创建线程的开销。工程上：轻量回调用 SIGEV_THREAD 或 SIGEV_THREAD_ID，信号方式用 SIGEV_SIGNAL（配合 sigwait 或 signalfd）。SIGEV_THREAD 的回调线程由系统创建。

通知模式决定"到期如何通知"。SIGNAL 发信号、THREAD 创建线程回调、NONE 无通知（用 timerfd 等）。SIGEV_THREAD 回调线程由系统创建。

• 实时信号排队
• 标准信号合并
• 可靠投递

实时信号（SIGRTMIN+）排队（queued）：同一信号的多次投递（如多次 sigqueue）会按序排队，逐一投递，不丢失，可靠；标准信号（如 SIGTERM）不排队：同一信号的多次投递可能合并为一个（pending 集合只保留一个标志），后到的覆盖已 pending 的，可能"丢"（从应用角度看）。区别本质：实时信号有队列可存多个，标准信号只有标志位。工程上：需要可靠、有序、不丢事件通知用实时信号（数量有限，SIGRTMIN 到 SIGRTMAX 约 32 个），标准信号用于常规控制。

实时信号排队（可靠、有序、不丢），标准信号合并（只保留一个标志，可能丢）。可靠通知用实时信号。

• 线程属性
• joinable/detached
• stacksize

pthread_attr_t 配置线程属性：分离状态——joinable（可 join，需 pthread_join 回收资源）vs detached（分离，退出后自动回收资源，不可 join）。joinable 需显式 join 否则线程结束资源（如退出状态）不回收（泄漏）；detached 自动回收，适合"fire-and-forget"线程。栈大小（stacksize）——线程栈大小，默认较大（如 8MB 虚拟），大量线程时默认栈会浪费虚拟内存/地址空间；设小栈（如 1MB）适用于大量线程但需防栈溢出。工程上：大量线程用较小 stacksize + detached（避免资源泄漏），需 join 的用 joinable。

分离状态决定"资源如何回收"，栈大小决定"每线程内存"。大量线程用 detached + 小栈，需同步结果的用 joinable。

• 条件变量
• spurious wakeup
• while 循环

pthread_cond_wait 等待条件变量，可能发生 spurious wakeup（虚假唤醒）——即使没有线程调用 signal/broadcast，wait 也可能返回。此外，即使是真唤醒，也可能有多个等待线程竞争/条件被其他线程改变。因此必须用 while 循环检查谓词（条件），而非 if：while(!predicate) pthread_cond_wait(&cond,&mutex);——wait 返回后重新检查谓词，若条件不满足继续等待。单独 if 判断可能在"唤醒但条件仍不满足"时错误继续，导致竞态。这是 wait 使用的基本规范。

spurious wakeup + 多等待者竞争要求"唤醒后重新验证条件"。while 循环守卫是条件变量的标准用法，避免 if 判断误判。

• mutex 类型
• 递归/错误检测
• 行为差异

pthread_mutex 类型：PTHREAD_MUTEX_NORMAL（普通）——非递归，同一线程重复加锁会死锁，解锁非持有者未定义；PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE（递归）——同一线程可重复加锁（计数），需等量解锁，用于递归/可重入函数；PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK（错误检查）——非法操作（重复加锁、解锁非持有者）返回错误（EDEADLK/EPERM）而非死锁/未定义，利于调试；PTHREAD_MUTEX_DEFAULT——通常等同 normal，行为未定义。工程上：普通 mutex 用于一般互斥，递归锁用于可重入场景（但易掩盖设计问题、慎用），error-checking 用于调试多线程锁错误。

四类型差异在"重复加锁/解锁非持有者"的行为：normal 死锁/未定义、recursive 计数、error-check 返回错误、default 等价 normal。递归锁有计数、需等量解锁。

• pthread_once
• 单次初始化
• 线程安全

pthread_once 保证初始化例程在多线程下只执行一次，即使多个线程并发调用。pthread_once_t 是初始化状态（通常用 PTHREAD_ONCE_INIT 静态初始化），pthread_once(&once, init) 确保 init 只执行一次（第一个调用者执行，其余等待或直接返回）。替代 static initializer：对于需要运行时初始化（动态计算、依赖环境）的全局对象，用 pthread_once 保证线程安全地初始化一次，比手工加锁更简洁可靠。工程上：全局单例、延迟初始化用 pthread_once，避免重复初始化与竞态。

pthread_once 保证"恰好一次"的线程安全初始化。用于无法静态初始化、需运行时操作的全局对象，替代手工锁。

• 读写锁
• 读写偏好
• 写饥饿

pthread_rwlock（读写锁）允许多个读者并发读、写者独占。偏好策略：读者优先——读者多时写者可能长期等待（写饥饿）；写者优先——写者等待时阻塞新读者，让写者尽快获得（减少写饥饿，但可能降低读并发）。Linux 默认写者优先（避免写饥饿）。写饥饿风险：若读者持续到来且读者优先，写者长期得不到锁，写操作延迟剧增。工程上：读多写少用读写锁提升读并发，但需注意写者饥饿；偏好策略影响公平性，写敏感场景用写者优先。

读写锁的偏好决定"读写间公平"。读者优先提升读并发但可能写饥饿，写者优先避免写饥饿但牺牲读并发。

• spinlock
• 忙等待
• 适用场景

pthread_spinlock（自旋锁）用忙等待（busy-wait）——加锁失败时循环测试（自旋）而不睡眠，直到获得锁。优点：无上下文切换/睡眠开销，获取快（临界区短时）；缺点：占用 CPU（自旋空转），不适合长临界区/多核竞争激烈。适用场景：临界区极短、持锁时间短、多核系统（自旋的 CPU 不会浪费太多）、不适合用睡眠（如实时/中断上下文）。若临界区长或竞争激烈，自旋浪费 CPU，应改用互斥锁（睡眠）。工程上：短临界区用自旋锁，长临界区/竞争用 mutex。

自旋锁"忙等"换低延迟，但占用 CPU。短临界区才划算，长临界区/高竞争应避免（浪费 CPU）。单核上自旋锁无意义。

• 清理函数
• 线程取消/退出
• 资源清理

pthread_cleanup_push 注册清理函数（入栈），pthread_cleanup_pop 弹出（可执行或丢弃）。当线程被取消（pthread_cancel）或以某种方式退出（pthread_exit）时，已注册的清理函数按 LIFO 顺序执行，确保资源（锁、内存、fd）被释放。用例如：加锁后 push 清理函数解锁，等待/取消时自动解锁，避免死锁/泄漏。pthread_cleanup_pop(execute) 的 execute 参数决定弹出时是否执行。工程上：获取资源后 push 清理函数，保证取消/退出时释放资源；注意 push/pop 必须成对（否则编译错误）。

清理函数栈保证"线程异常退出时释放资源"。加锁/分配资源后 push 清理，取消/退出时 LIFO 执行，避免资源泄漏。

• errno 线程局部
• 线程安全
• 错误处理

errno 是线程局部存储（TLS）的变量，每个线程有独立的 errno，互不影响。原因：早期 errno 是全局变量，多线程下系统调用失败会互相覆盖 errno，导致错误判断错误。现在 errno 定义为线程局部（如 __thread），各线程保存自己的错误码。边界：线程内系统调用失败设置的 errno 只影响本线程，其他线程不受影响。工程上：检查 errno 应在系统调用失败后立即读取（避免被其他调用覆盖，即使线程局部也防误读），多线程错误处理安全。

errno 线程局部，避免多线程间错误码互相覆盖。线程内也应在失败后立即检查，防止被后续调用覆盖。

• SIGCHLD 信号
• 僵尸进程
• 回收

子进程退出时向父进程发送 SIGCHLD，父进程需 wait/waitpid 获取子进程退出状态并回收；若父进程不及时 wait，子进程成为僵尸进程（zombie，已退出但保留 pid 与退出状态，占用进程表）。清理：父进程在 SIGCHLD 处理器中调用 waitpid（非阻塞，WNOHANG）回收所有子进程；或设置 SA_NOCLDWAIT/SIG_IGN 使内核自动回收（不产生僵尸）。工程上：父进程循环 waitpid 回收子进程（处理 SIGCHLD），避免僵尸堆积耗尽进程表；注意信号处理器中 waitpid 需异步信号安全。

僵尸进程是"已退出未回收"的子进程。父进程收到 SIGCHLD 后 waitpid 回收，或自动回收避免僵尸堆积。

• exec 家族变体
• 参数/路径/环境
• 语义差异

exec 家族按"参数形式、路径查找、环境"区分：参数形式——l（list，参数列表 execl/execlp）vs v（vector，参数数组 execv/execvp）；路径查找——p（在 PATH 中查找 execlp/execvp）vs 无 p（用给定路径 execl/execv）；环境——e（指定环境 execle/execve）vs 无 e（继承当前环境）。execve 是底层系统调用，其他是包装。语义：exec 成功后进程映像被新程序替换（不 fork），PID 不变，失败返回 -1。工程上：传递参数数组用 v 系列，需 PATH 查找用 p，自定义环境用 e。

exec 家族差异在"参数（l/v）、路径（p）、环境（e）"三个维度。execve 是底层系统调用，其余是封装。

• 实时信号范围
• 优先级
• 排队

SIGRTMIN 到 SIGRTMAX 是实时信号（Linux 上约 32 个，SIGRTMIN 到 SIGRTMAX）。优先级：数字小的实时信号优先级高（SIGRTMIN+1 高于 SIGRTMIN+2），多个实时信号同时 pending 时按优先级先投递。排队（queued）：实时信号可排队，同一信号多次投递（sigqueue）会按序全部投递（不合并），可靠。用途：把实时信号映射到不同事件（如 SIGRTMIN+1 表示事件 A），按优先级处理。工程上：实时信号数量有限，合理分配优先级，用 sigqueue 可靠投递。

实时信号"数字小优先级高 + 可排队可靠"。有限数量（约 32 个），优先级与排队是其与标准信号的核心差异。

• posix_spawnp
• PATH 解析
• file action

posix_spawnp 是 posix_spawn 的 PATH 查找变体（像 execvp），在 PATH 环境变量中查找可执行文件。file action（posix_spawn_file_actions_t）允许在 spawn 时配置文件描述符操作（如打开/关闭/重定向 fd），在子进程 exec 前应用，替代手工 fork 后手动 fd 操作。工程价值：posix_spawnp + file action 在单次调用中完成"定位程序 + 设置 fd + 创建执行"，避免多线程 fork 后手动 fd 操作的死锁/竞态风险，且 fd 操作原子应用于 exec 前。适合需要重定向 fd 的进程创建。

posix_spawnp 用 PATH 查找，file action 在 exec 前原子配置 fd，避免 fork 后手动 fd 操作的竞态，是安全的进程创建方式。

• posix_spawn
• 异步执行
• 工程价值

posix_spawn 是 POSIX 1003.1a 定义的，用于"创建并执行"新进程的接口，内部实现为 fork+exec 的异步组合（创建后立即执行新程序）。工程价值：避免 fork 复制父进程全部内存（COW 浪费）与多线程 fork 死锁风险；单次调用完成进程创建与执行；对嵌入式/实时系统（无完整 fork 或需高效）友好。相比 fork+exec，posix_spawn 更高效、更安全，且语义明确（创建后立即执行）。工程上：创建外部进程优先用 posix_spawn，替代 fork+exec。

posix_spawn 把"fork+exec"封装为原子高效的一次调用，规避多线程 fork 风险与 COW 浪费，是工程上推荐的进程创建方式。

• 多线程 fork 死锁
• posix_spawn 规避
• 工程价值

多线程程序中 fork 可能死锁：fork 只复制调用线程，若其他线程持有锁（如 malloc 的 arena 锁、stdio 锁），子进程继承这些锁被"永久持有"（其他线程消失），在子进程中调用相关函数（malloc/printf）会死锁。posix_spawn 规避：它不 fork 复制整个进程（内部实现避免复制父进程的锁与全部状态），创建的子进程直接 exec 新程序，不继承父进程可能被持有但"消失"的锁，因此不会因多线程 fork 死锁。工程上：多线程程序创建子进程用 posix_spawn，避免 fork 的锁死锁风险。

多线程 fork 死锁源于"锁被消失线程持有"。posix_spawn 不复制父进程锁状态，规避该风险，是安全的替代。

• getrandom
• early boot 阻塞
• 熵池

getrandom(flags=0) 在系统启动早期（熵池未初始化）会阻塞，直到内核熵池初始化完成（收集足够随机源）才返回，保证返回的随机数有足够熵。工程边界：early boot 中熵池未就绪时，getrandom 阻塞可能导致启动进程挂起（等待熵）。实际中：生产环境熵池通常很快就绪，但嵌入式/无熵源环境可能长时间阻塞。工程上：启动早期需要随机数时，用 GRND_NONBLOCK 避免阻塞（失败则降级），或用 /dev/urandom（不阻塞但熵可能不足）；对安全敏感密钥用 getrandom 阻塞等待熵。

getrandom(0) 保证熵充足但可能阻塞等待熵池。early boot 用非阻塞或 /dev/urandom 避免挂起，安全敏感用阻塞模式。

• getrandom 阻塞/非阻塞
• 熵与安全
• 工程选择

getrandom(2)（Linux 3.17+）提供安全随机数，flags 控制模式：flags=0（阻塞）——熵池未就绪时阻塞，保证随机数加密安全（用于密钥、令牌）；GRND_NONBLOCK——熵池未就绪时返回 EAGAIN（不阻塞），用于非关键随机数/启动期。工程价值：安全敏感（密钥、会话、nonce）用阻塞模式确保熵充足；启动/非关键场景用非阻塞避免挂起。相比 /dev/urandom（永不阻塞但熵可能不足）与 /dev/random（恒阻塞），getrandom 提供可选的阻塞行为。工程上：安全随机数用 getrandom(0)，性能/非敏感用 GRND_NONBLOCK。

getrandom 的 mode 决定"阻塞等熵还是立即返回"。安全关键用阻塞，启动/非关键用非阻塞，兼顾安全与可用性。

• lost wakeup
• 加锁检查谓词
• 原子操作

lost wakeup（丢失唤醒）指条件变量 wait 前未加锁检查谓词，导致"谓词已满足但被错过"——若在检查谓词与 wait 之间条件被满足且 signal 已发出，wait 会一直等待（错过唤醒）。防止：wait 前必须先加锁（mutex），再在锁内检查谓词，然后 pthread_cond_wait(&cond, &mutex)（wait 原子地释放锁并等待，唤醒后重新获取锁）。这样"检查谓词 + wait"在同一锁保护下（wait 释放锁是原子的），signal 也必须持锁发，保证"谓词变化与唤醒"原子，不会丢失唤醒。即使谓词在 wait 前已满足，wait 也会因谓词检查=true 而不等待（或用 while 循环）。

丢失唤醒的根因是"检查谓词与 wait 之间出现了竞态"。必须持锁检查谓词，且 wait 原子释放锁等待，signal 持锁发，保证不丢唤醒。

• seqlock 机制
• 写者优先/读者重试
• 适用场景

seqlock（顺序锁）用计数器：写者写前递增序列号（奇数）、写后递增（偶数），读者读前读序列号、读后校验（若变化则重试）。特性：写者优先（写者不等读者，直接写，读者会因序列号变化而重试），读者可能重试（读到一半被写者打断时序列号变化）。与读写锁差异：读写锁写者会等待读者释放（写者可能饥饿/或读者阻塞），seqlock 写者不等读者（写者优先、读者自旋重试）。适用场景：读多写少且读者可容忍重试的对偶数/结构体保护（如时钟、时间戳、计数器），读者不阻塞写者、写开销小。注意：读者读到不一致数据会重试，不适合读者需要原子快照又要求低延迟的复杂数据结构。

seqlock 用序列号奇偶判定写者是否在写。写者优先（不等读者）、读者校验重试。适合读多写少、读者可自旋重试的简单共享数据。

• 三种进程创建方式
• 地址空间/阻塞/多线程安全
• 语义对比

三种进程创建方式对比：fork——复制父进程地址空间（COW，写时复制），父进程不阻塞（父子并发运行），多线程 fork 有死锁风险（只复制调用线程）；vfork——不复制地址空间（子进程直接共享父进程），父进程阻塞（挂起直到子进程 exec/exit），多线程安全问题（共享状态）；posix_spawn——不复制整个父进程地址空间（直接 exec 新程序），父进程不阻塞（返回后父继续），多线程安全（避免 fork 死锁）。语义：fork 复制+并发、vfork 共享+父阻塞、posix_spawn 直接执行+父不阻塞。

三者差异在"是否复制地址空间、父进程是否阻塞、多线程是否安全"。posix_spawn 最安全现代，fork 最通用，vfork 最快但危险。

• execve 保留属性
• 信号处置重置
• 映射/线程状态

execve 成功后保留：进程 PID、文件描述符（FD_CLOEXEC 标志的除外）、当前工作目录、umask、信号掩码（pending 信号保留）、进程组/会话、环境变量（部分）。被重置：信号处置——自定义信号处理器（sigaction）重置为默认（SIG_DFL）或忽略，被捕获的信号恢复默认；内存映射——旧地址空间被丢弃（新程序映像），mmap 映射清除；线程状态——exec 后进程变为单线程（其他线程消失），线程局部状态/TLS 重置；IPC 状态等。工程上：exec 后需重新设置信号处理器，fd 需考虑 CLOEXEC。

execve 替换进程映像，保留 PID/fd/掩码等"进程属性"，重置信号处置、内存映射、线程状态。需重新配置信号处理器。

• PID/PGID/SID/TID
• 会话/进程组/线程
• 归属与控制

PID——进程标识（进程组/会话的成员）；PGID——进程组标识（同一进程组共享 PGID，用于信号组投递/作业控制）；SID——会话标识（多进程组构成一个会话，session 用 setsid 创建，脱离控制终端）；TID——线程标识（Linux 中每个线程有 TID，进程的 PID 等于其主线程的 TID，同进程线程共享 PID 但 TID 不同）。归属：进程属于进程组（PGID），进程组属于会话（SID），线程属于进程（同一 PID 下多个 TID）。控制差异：kill 负 PID 投递到进程组（PGID），setsid 建立新会话，pthread_kill 投递线程（TID）。

PID 是进程、TID 是线程、PGID 是进程组、SID 是会话。层级为"会话 > 进程组 > 进程 > 线程"，信号按 PID/TID/进程组投递。

• 孤儿进程
• init 接管
• 回收

父进程先退出，子进程成为孤儿进程（orphan），被 init（PID 1）或最近的 subreaper 接管（adopt）。init 会 reap（回收）孤儿进程：子进程退出时，init 通过 wait 回收其退出状态，避免僵尸堆积。因此孤儿进程不会永久滞留，会被 init 接管并最终回收。过程：父进程退出 → 子进程父转而 PID 1（或 subreaper）→ 子进程退出时 PID 1 回收。工程上：孤儿进程被 init 接管是正常机制，恶意/异常进程可能被 init 无限期保活（需靠其他机制管理）。

孤儿进程被 init/subreaper 接管，init 负责回收（wait），避免僵尸。父先退不会导致子进程失控，只是父权转移。

• COW 触发
• 页复制
• 资源增长

fork 后 COW 页的复制由"任一进程对共享页执行写操作"触发：父子进程共享只读页（COW），任一进程写入时，内核为写入进程分配新物理页并复制内容，更新页表，触发缺页（page fault）处理。复制的资源：触发写入的进程获得独立物理页（RSS 增长），页表项更新；父进程若也写则各自复制。未写入的页保持共享。复制后：内存占用（RSS）随写入的页数增长，页表项分叉。工程上：fork 后大量写会触发大量 COW 复制，内存与 CPU 开销增加；只读数据保持共享不增长。

COW 由"写入"触发，写者获得独立页。复制的资源是物理页与页表，写越多 RSS 增长越多，只读共享不增长。

• 优雅退出
• SIGTERM 处理
• 在途请求/子进程/退出码

守护进程优雅退出流程：收到 SIGTERM → 停止接收新请求（从负载均衡摘除/disconnect）→ 等待在途请求完成（超时上限）→ 回收子进程/工作线程 → 清理资源（连接、文件、缓存落盘）→ 以合理退出码退出（0 成功，非 0 异常）。协调要点：SIGTERM 处理器中只设标志（异步信号安全），主循环检查标志并逐步关闭；在途请求有超时（防无限等待）；子进程/线程先回收（join）再退出；退出码反映是否正常完成。工程上：用信号 + 优雅关闭流程（graceful shutdown），配合健康检查摘除流量。

优雅退出是"通知→停止接新→等完成→回收→退出"的流程。SIGTERM 只设标志，主流程逐步关闭，保证在途请求完成且资源清理。

• 容器内 PID 1
• 僵尸进程接管
• procfs/cgroup

容器内 PID 1（通常为 init/应用）接管其子进程的僵尸进程（reap），退出码可从 wait 获取（若 PID 1 调 wait）。但容器外管理视角：僵尸进程的退出码与资源占用在容器内通过 procfs 可观测（进程表），资源占用（CPU/内存）统计在 cgroup 层级（容器 cgroup 聚合）。差别来源：进程与退出码在 procfs（进程视角），容器整体资源用 cgroup（资源视角）。若容器 PID 1 不 reap 子进程，僵尸可能堆积在容器内核态（procfs 可见），但 cgroup 资源会随进程退出释放。工程上：容器 PID 1 应正确 reap 子进程，避免僵尸堆积；资源统计看 cgroup。

退出码/进程在 procfs，资源占用在 cgroup。容器 PID 1 接管僵尸（procfs 层面），资源随进程退出由 cgroup 统计释放。

• pthread_atfork
• prepare/parent/child
• 责任

多线程 fork 只复制调用线程，pthread_atfork 注册三个钩子协调锁：prepare（fork 前，父进程调用）——获取所有进程内锁（准备一致状态），确保 fork 时锁状态一致（被其他线程持有的锁在 prepare 中获取）；parent（fork 后，父进程调用）——释放之前获取的锁（父进程恢复）；child（fork 后，子进程调用）——释放之前获取的锁（子进程恢复，避免锁被"永久持有"）。责任：prepare 统一拿锁，parent/child 各自释放，保证父子进程的锁状态一致，避免死锁。

prepare 在 fork 前拿锁，parent/child 在 fork 后各自释放，使锁状态在父子中一致。责任分工是"prepare 统一、parent/child 各自恢复"。

• posix_spawn vs fork+exec
• fd 继承/信号掩码/attribute flag
• 工程取舍

posix_spawn 相比 fork+exec 的工程取舍：文件描述符继承——posix_spawn 通过 file action（posix_spawn_file_actions_t）显式配置 fd 操作（打开/关闭/重定向），更可控；fork+exec 需手动在 fork 后操作 fd（且受 CLOEXEC 影响）。信号掩码重置——posix_spawn 通过 attribute 的 flags（POSIX_SPAWN_SETSIGMASK、POSIX_SPAWN_SETSIGDEF）显式设置信号掩码/默认处置，fork+exec 中信号处置在 exec 时重置（自定义处理器恢复默认），掩码保留。attribute flag——posix_spawn 的 posix_spawnattr_t 统一配置调度、进程组、信号等，比 fork+exec 的手动设置更集中、原子。取舍：posix_spawn 更显式、安全、原子，fork+exec 更灵活但需手动管理。

posix_spawn 用 file action 与 attribute flag 显式配置 fd 与信号，比 fork+exec 手动管理更可控、原子、安全。

• 信号掩码
• sigprocmask/pthread_sigmask
• 阻塞应用

信号掩码（signal mask）定义线程阻塞哪些信号，阻塞的信号被挂起（pending）直到解除阻塞。sigprocmask 用于单线程进程设置掩码，pthread_sigmask 用于多线程（每线程独立掩码）。工程应用：阻塞信号防止处理器打断临界区（如操作共享状态时暂时阻塞）；配合 sigwait/signalfd 让信号由专用线程处理（先阻塞再同步接收）；多线程中控制信号投递到特定线程。注意：sigprocmask 在多线程中行为未定义，应使用 pthread_sigmask。

信号掩码阻塞信号（挂起）。工程上用于保护临界区、让专用线程同步处理信号（sigwait/signalfd）。多线程用 pthread_sigmask。

• pending 集合
• sigpending
• 解除阻塞投递

信号被阻塞期间产生时，进入进程/线程的 pending 集合（挂起），不立即投递。sigpending 查询当前 pending 的信号集合（阻塞且未投递的）。解除阻塞后（用 sigprocmask/pthread_sigmask 移除阻塞），pending 信号被投递（处理器执行或默认动作）。交互：阻塞期间信号 pending，解除阻塞时才投递；标准信号在 pending 中合并（同一信号一个标志），实时信号排队。工程上：sigpending 用于检查是否有未处理的信号；解除阻塞前确保处理器就绪（先注册处理器再解除）。

阻塞信号进 pending，sigpending 查询，解除阻塞投递。标准信号 pending 合并、实时信号排队。

• kill/raise/pthread_kill
• 投递目标
• 差异

kill(pid, sig)——向进程投递信号（进程间或进程内），pid 可为进程 ID 或进程组（负 pid）；raise(sig)——向本进程（调用线程）投递信号（进程内），等价于 kill(getpid(), sig) 或 pthread_kill(pthread_self(), sig)；pthread_kill(tid, sig)——向指定线程投递信号（线程级）。差异：kill 是进程级（投递到进程，由任一未阻塞线程处理），raise 是本进程自身，pthread_kill 是线程级（指定线程）。工程上：精确控制线程用 pthread_kill，进程组广播用 kill(负 pid)，本进程用 raise。

投递粒度不同：kill 进程级、raise 本进程、pthread_kill 线程级。信号的处理线程与投递目标相关。

• setrlimit
• RLIMIT_NOFILE/NPROC/AS
• 资源限制

setrlimit 设置进程资源限制（soft/hard）：RLIMIT_NOFILE——最大打开文件描述符数（限制连接数/文件数，过高连接需调大）；RLIMIT_NPROC——最大进程数/线程数（限制可创建的子进程/线程，超限报错 EAGAIN）；RLIMIT_AS——虚拟地址空间大小（限制进程可用内存，超限分配失败）。工程上：高并发服务需调大 RLIMIT_NOFILE（如 ulimit -n）；限制线程数/进程数用 RLIMIT_NPROC；防止内存失控用 RLIMIT_AS。调整需注意 hard limit 与权限（普通用户只能降 soft）。

三个限制分别约束 fd 数、进程/线程数、地址空间。高并发调大 NOFILE，防失控用 NPROC/AS。

• SA_SIGINFO
• siginfo_t 字段
• 故障来源

SA_SIGINFO 使信号处理器接收 siginfo_t（和 ucontext），包含额外信息：si_addr——故障地址（如 SIGSEGV/SIGBUS 的非法访问地址）、si_pid/si_uid——发送者进程/用户、si_code——信号来源码（如 SEGV_MAPERR 映射错误、SEGV_ACCERR 权限错误）、si_value——信号附带值（sigqueue）、si_signo——信号编号。这些信息用于区分故障来源：si_addr 定位非法访问地址，si_code 区分是映射错误还是权限错误，si_pid 定位发送者。工程上：信号处理器用 si_addr/si_code 诊断崩溃原因（非法访问、对齐错误）。

SA_SIGINFO 提供 si_addr（故障地址）、si_code（来源）、si_pid（发送者）等，用于精确诊断信号来源（段错误地址、谁发的）。

• sigqueue 与实时信号
• union sigval 数据
• 事件通知

sigqueue(2) 用于向指定进程发送带数据的实时信号：配合 sigval 联合体（int 或 void* 值）携带额外数据，接收方在 SA_SIGINFO 处理器中通过 siginfo_t.si_value 读取。相较 kill（无数据），sigqueue 可附带数据且实时信号排队（不丢失）。工程价值：用于"信号即事件"模式——把自定义数据（如整数 ID、指针、状态码）随信号投递，接收方无需额外共享内存即可取得数据；结合 sigwait 同步接收，实现可靠的进程间事件通知。注意：仅实时信号（SIGRTMIN+）支持排队与数据，标准信号不排队。

sigqueue 用 sigval 携带数据，实时信号排队不丢。比 kill 多了数据载荷，适合事件通知 + 数据传递。

• std::thread
• 无取消机制
• 替代方案

C++11 std::thread 没有内置的线程取消机制（不同于 pthread_cancel），无法直接请求取消线程。工程差异：需要协作式取消——用原子标志（std::atomic）或 std::jthread 的 stop_token（C++20）让线程检查取消标志并自行退出；无法异步强制终止线程（std::thread 无等价 pthread_cancel）。替代：共享原子标志 + 线程轮询检查、std::condition_variable 中断等待、std::jthread（C++20 提供 stop_token 协作取消）。工程上：C++ 用协作式取消（标志 + 检查点），避免 pthread_cancel 的异步取消风险；require 线程及时响应取消标志。

std::thread 无 pthread_cancel，靠协作式取消（原子标志 / stop_token）。线程自行检查标志退出，更安全但需线程配合。

• getentropy
• 跨平台兼容
• 工程价值

getentropy(3) 是获取安全随机数的高层接口（基于内核随机源），在 Linux（3.17+）、BSD、macOS 等系统提供一致性封装。工程价值：跨平台统一的安全随机数接口，C 库（如 glibc 提供 getentropy）封装内核随机源，应用程序无需关心底层（/dev/urandom、getrandom 等差异），且保证加密安全随机数。相比直接读 /dev/urandom 或调 getrandom，getentropy 提供可移植的封装。工程上：跨平台安全随机数用 getentropy，替代平台特定实现，保证加密安全与可移植性。

getentropy 统一跨平台的安全随机数接口，封装内核随机源，保证可移植与加密安全，避免平台差异。

• volatile sig_atomic_t
• 原子性
• 信号标志共享

signal 处理器中共享标志需用 volatile sig_atomic_t：sig_atomic_t 是保证"信号处理器中访问是原子的"整数类型（读写一个 sig_atomic_t 是原子的，不被打断），volatile 防止编译器优化（缓存/重排读）。普通全局变量读写可能不是原子的（如 long、结构体需多指令），且编译器可能优化掉重复读，导致处理器与主程序间的标志不一致。正确做法：用 volatile sig_atomic_t 声明标志（处理器写、主程序读），主程序定期检查；对复杂状态用 sig_atomic_t 标志 + 主逻辑处理（处理器只设标志）。

volatile sig_atomic_t 保证信号安全的原子读写标志。普通变量可能非原子且被编译优化，处理器只应设简单标志。

• 会话/进程组/控制终端
• setsid 脱离终端
• SIGHUP 发送对象

会话（session）含多个进程组，进程组含多个进程，控制终端与会话关联（一次一个会话）。setsid 创建新会话：调用进程成为新会话首进程（session leader）且新进程组首进程，并脱离控制终端（无控制终端）。守护进程彻底脱离终端还需：fork 后 setsid（脱离会话/终端）、chdir("/")（避免占用挂载点）、umask(0)、关闭 stdin/stdout/stderr（重定向到 /dev/null）、二次 fork（防止重新获得终端）。终端关闭时 SIGHUP 发送给控制终端所属会话的前台进程组（session leader/前台进程），使终端退出时挂起相关进程。守护进程脱离终端后不接收终端 SIGHUP。

setsid 创建新会话并脱离控制终端，是守护进程化的第一步；还需 fork、chdir、重定向 fd 彻底脱离终端。终端关闭发 SIGHUP 给前台进程组。

• 僵尸/孤儿进程
• subreaper/PID 1
• 回收职责

僵尸进程（zombie）：子进程已退出但父进程未 wait 回收，保留退出状态与 pid（占进程表）；孤儿进程（orphan）：父进程先退出，子进程被 init 或 subreaper 接管。回收职责：PID 1（init）——系统级孤儿回收，收养所有被抛弃的孤儿进程，在其退出时 wait 回收；subreaper——通过 prctl(PR_SET_CHILD_SUBREAPER) 设置的进程，成为其子树中孤儿进程的新父（接管并回收），用于容器/服务管理（容器内 PID 1 可作 subreaper 回收其子进程）。区别：PID 1 是全局孤儿回收者，subreaper 是局部（子树）回收者，避免孤儿被全局 init 接管而无法管理。

僵尸是"未回收"（父没 wait），孤儿是"父先退"（被接管）。PID 1 全局回收，subreaper 局部接管子树孤儿，便于容器管理。