目录

1. 进程概念

1.1 并行和并发

2. 进程创建

2.1 fork()函数初识

2.2 写时拷贝

2.3 fork常规用法

2.4 fork调用失败的原因

3. 进程终止

3.1 进程场景

3.2 进程常见退出方法

4. 进程等待

4.1 进程等待必要性

4.2 进程等待的方法

4.2.1 wait方法：

4.2.2 waitpid方法：

status

options

阻塞等待&&非阻塞

5. 进程程序替换

5.1 替换原理

5.2 程序替换函数

execv

execlp

execvp

execle

execve

execvpe

总结

1. 进程概念

从严格意义上来讲，程序和进程是两个不同的概念，他们的状态，占用的系统资源都是不同的。

程序：就是磁盘上的可执行文件，并且只占用磁盘上的空间，是一个静态的概念。

进程：被执行之后的程序叫做进程，不占用磁盘空间，需要消耗系统的内存，CPU资源，每个运行的进程的都对应一个属于自己的虚拟地址空间，这是一个动态的概念。

1.1 并行和并发

CPU时间片

CPU在某个时间点只能处理一个任务，但是操作系统都支持多任务的，那么在计算机CPU只有一个和的情况下是怎么完成多任务处理的呢？原理和古时候救济灾民的思路是一样的，每个人分一点，但是又不叫吃饱。

CPU会给每个进程被分配一个时间段，进程得到这个时间片之后才可以运行，使各个程序从表面上看是同时进行的。如果在时间片结束时进程还在运行，CPU的使用权将被收回，该进程将会被中断挂起等待下一个时间片。如果进程在时间片结束前阻塞或结束，则CPU当即进行切换，这样就可以避免CPU资源的浪费。

因此可以得知，在我们使用的计算机中启动的多个程序，从宏观上看是同时运行的，从微观上看由于CPU一次只能处理一个进程，所有它们是轮流执行的，只不过切换速度太快，我们感觉不到罢了，因此CPU的核数越多计算机的处理效率越高。

并行和并发

这两个概念呢都可以笼统的解释为：多个进程同时运行，但是他们两个的同时并不是同一个概念。Erlang 之父 Joe Armstrong 用一张5岁小孩都能看懂的图解释了并发与并行的区别：

concurrent：并发

并发的同时运行是一个假象，咖啡机也好CPU也好在某一个时间点只能为某一个个体来服务，因此不可能同时处理多任务，这是通过上图的咖啡机/计算机的CPU快速的时间片切换实现的。

并发是针对某一个硬件资源而言的，在某个时间段之内处理的任务的总量，量越大效率越高。

并发也可以理解为是一个屌丝通过不断努力自我升华的结果。

parallel：并行

并行的多进程同时运行是真实存在的，可以在同一时刻同时运行多个进程

并行需要依赖多个硬件资源，单个是无法实现的（图中有两台咖啡机）。

并行可以理解为是一个高富帅，出生就有天然的硬件优势，资源多自然办事效率就高。

2. 进程创建

2.1 fork()函数初识

• 进程创建过程中操作系统具体做了什么
• 具体谈谈在这过程发生的写时拷贝技术
• 进程调用fork，当控制转移到内核中的fork代码后，内核做：
• 分配新的内存块和内核数据结构（我们知道的task_struct、mm_struct）
• 将父进程的部分数据结构内容拷贝至子进程
• 如：task_struct、地址空间的区域划分（mm_struct）
• 并完全拷贝，一定会有子进程自己特有的数据：PID、PPID、调度的时间片……
• 将子进车添加到系统进程列表中
• fork返回，开始调度器调度

启动磁盘上的应用程序, 得到一个进程, 如果在这个启动的进程中调用fork()函数，就会得到一个新的进程，我们习惯将其称之为子进程。前面说过每个进程都对应一个属于自己的虚拟地址空间，子进程的地址空间是基于父进程的地址空间拷贝出来的，虽然是拷贝但是两个地址空间中存储的信息不可能是完全相同的，下图是拷贝之后父子进程各自的虚拟地址空间：

其中相同点：

• 拷贝完成之后（注意这个时间点），两个地址空间中的用户区数据是相同的。用户区数据主要数据包括：
• 代码区：默认情况下父子进程地址空间中的源代码始终相同。
• 全局数据区：父进程中的全局变量和变量值全部被拷贝一份放到了子进程地址空间中
• 堆区：父进程中的堆区变量和变量值全部被拷贝一份放到了子进程地址空间中
• 动态库加载区（内存映射区）：父进程中数据信息被拷贝一份放到了子进程地址空间中
• 栈区：父进程中的栈区变量和变量值全部被拷贝一份放到了子进程地址空间中
• 环境变量：默认情况下，父子进程地址空间中的环境变量始终相同。
• 文件描述符表: 父进程中被分配的文件描述符都会拷贝到子进程中，在子进程中可以使用它们打开对应的文件。

区别：

• 父子进程各自的虚拟地址空间是相互独立的，不会互相干扰和影响。
• 父子进程地址空间中代码区代码虽然相同，但是父子进程执行的代码逻辑可能是不同的。
• 由于父子进程可能执行不同的代码逻辑，因此地址空间拷贝完成之后，全局数据区, 栈区, 堆区, 动态库加载区(内存映射区)数据会各自发生变化，由于地址空间是相互独立的，因此不会互相覆盖数据。
• 由于每个进都有自己的进程ID，因此内核区存储的父子进程ID是不同的。
• 进程启动之后进入就绪态，运行需要争抢CPU时间片而且可能执行不同的业务逻辑，所以父子进程的状态可能是不同的。
• fork() 调用成功之后，会返回两个值，父子进程的返回值是不同的。
• 该函数调用成功之后，从一个虚拟地址空间变成了两个虚拟地址空间，每个地址空间中都会将 fork() 的返回值记录下来，这就是为什么会得到两个返回值的原因。
• 父进程的虚拟地址空间中将该返回值标记为一个大于0的数（其实记录的是子进程的进程ID）
• 子进程的虚拟地址空间中将该返回值标记 0

在程序中需要通过 fork() 的返回值来判断当前进程是子进程还是父进程。

int main()
{// 在父进程中创建子进程pid_t pid = fork();printf("当前进程fork()的返回值: %d\n", pid);if(pid > 0){// 父进程执行的逻辑printf("我是父进程, pid = %d\n", getpid());}else if(pid == 0){// 子进程执行的逻辑printf("我是子进程, pid = %d, 我爹是: %d\n", getpid(), getppid());}else // pid == -1{// 创建子进程失败了}// 不加判断, 父子进程都会执行这个循环for(int i=0; i<5; ++i){printf("%d\n", i);}return 0;
}

我们知道，代码具有独立性：代码独立、数据独立

其中数据的独立由写时拷贝支持，那代码呢？

我们知道，程序的代码是只读的，没有被修改的可能性，就可以让父子进程代码共享

fork之后，代码共享，一般情况下，父子共享所有的代码

子进程执行后续代码 != 只共享后面的代码；只不过子进程只能从这里开始

上图内存中是进程的一条一条的指令

我们的CPU中有一个寄存器叫eip（也叫cp指针），它保存着一个指针，指向当前执行指令的下一条指令

在进程控制块task_struct中对应也有一个变量，存着这个值，

当父进程fork形成了子进程，那子进程进程控制块的这个变量也就跟父进程一致；

当子进程被加载到CPU中，它的eip也就一定是和父进程一致，也就是理所当然从fork开始执行

当然我们也可以改这个子进程的eip，让它从代码的第一行开始执行

总结：

fork之后，操作系统做了什么

• 进程 = 内核的进程数据结构 + 进程的代码和数据
• 创建子进程的内核数据结构（struct task_struct + struct mm_struct + 页表) + 代码继承父进程、数据写时拷贝的方式来共享或独立。

2.2 写时拷贝

通常，父子代码共享，父子在不写入时，数据也是共享的，当任意一方试图写入，便以写时拷贝的方式各自一份副本。

我们的页表中，除了有映射关系，还会包含读写属性

在子进程创建过程，操作系统会把父子进程的页表都设为只读

当某一个进程尝试向数据区写入的时候，操作系统就会把数据区拷贝一份，通过页表建立新的映射关系，并把父子的只读属性去掉

这个写时拷贝是操作系统的内存管理模块完成的，当它收到如上的写入信号，会自动完成写时拷贝的

那为什么要写时拷贝呢？

创建子进程的时候，就把数据分开不行吗？

答案是可以，但是：

1. 父进程的数据，子进程不一定全用，即使使用，也不一定写入 ——— 无脑拷贝会有浪费空间和时间的嫌疑
2. 最理想的情况：只有会被父子修改的数据才进行分离拷贝，不需要修改的共享的即可 ——— 从技术的角度，几乎不可能实现（因为，在运行之前，操作系统也不知道某些数据会不会发生写入）

所以我们采用写时拷贝，

那拷贝的成本依旧在啊，为什么不在创建进程的开始，知道进程有写入，就直接完成拷贝呢？

1. 写时拷贝本质是一种延时拷贝：你想要，但是立刻使用，我就先不给你，只有你真正要用的时候才给你；那么也就意味着可以先给别人———变相提高了内存的使用效率。

2.3 fork常规用法

• 一个父进程希望复制自己，使父子进程同时执行不同的代码段。例如，父进程等待客户端请求，生成子进程来处理请求。
• 一个进程要执行一个不同的程序。例如子进程从fork返回后，调用exec函数

2.4 fork调用失败的原因

• 系统中有太多的进程——放不下了

• 实际用户的进程数超过了限制——linux有限制

  我们写一段循环创建子进程的代码：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{while(1){pid_t id = fork();if(id<0){printf("创建子进程失败...\n");break;}if(id == 0){printf("I am a child...%d\n",getpid());sleep(2);exit(0);}}return 0;
}

可以看到，在创建了N多子进程后，创建子进程失败

3. 进程终止

3.1 进程场景

常见的进程退出：

1. 代码跑完，结果正确
2. 代码跑完，结果不正确
3. 代码没跑完，程序异常了（比如：访问野指针报错）

其中main函数返回0，就表示第一种：跑完且正确

非0：失败

既然失败了，我们最想知道的是失败的原因，所以非零就标识不同的原因

我们把main函数return的值称为进程退出码，用来表征进程退出的信息，让父进程读取。

我们写段代码：

int main()
{printf("hello Linux!\n");return 123;                                                                                                                                       
}

我们知道，命令行上的所有进程都是bash的子进程，那么我们写的这个程序的退出码，就返回给了bash，echo作为bash中的一个函数，可以显示其中的变量，于是，我们便可以通过如下的方法，打印返回值。

$?是打印出最近一次的执行完进程时的退出码

当执行一下ls命令，显示一个不存在文件时

可以看到，系统程序如果未完成任务，就会返回一个特定的退出码

一般而言，失败的非零值我们该如何设置呢？默认的返回值有什么含义呢？

我们的C语言提供了一个函数strerror()，返回错误码对应错误的字符串

#include <stdio.h>
#include <string.h>
int main()
{int i = 0;for(;i<100;i++){printf("[%d]: %s\n",i,strerror(i));}return 0;
}

部分结果：

[0]: Success
[1]: Operation not permitted
[2]: No such file or directory
[3]: No such process
[4]: Interrupted system call
[5]: Input/output error
[6]: No such device or address
[7]: Argument list too long
[8]: Exec format error
[9]: Bad file descriptor
[10]: No child processes
[11]: Resource temporarily unavailable
[12]: Cannot allocate memory
[13]: Permission denied
[14]: Bad address
[15]: Block device required
[16]: Device or resource busy
[17]: File exists
[18]: Invalid cross-device link
[19]: No such device
[20]: Not a directory

这个错误码是C语言给我们打的，我们也可以不遵守，有一套自己的规则即可

建议返回值在255以内

3.2 进程常见退出方法

1. 在main函数中return;(只能是main函数)

2. 在自己代码的任意地点，可以调用exit()；

这个参数status就是退出码

#include <stdio.h>
#include<stdlib.h>
void func()
{printf("hello func()\n");exit(111);
}
int main()
{func();return 10;
}

可以看到，执行可func()函数，直接就exit(111);退出了，没有执行main的return语句

还有一个与exit()相似的系统调用函数 —— _exit()

其实exit()的底层调用就是_exit()，只不过exit()多做了点事：刷新缓存区

执行下面的代码：

#include<unistd.h>
int main()
{printf("hello exit");_exit(0);return 10;
}

由于printf没有\n所以不会自动刷新缓存区，如果直接_exit，就会直接退出，屏幕就不会输出

但如果换成exit就会刷新缓存区后再退出

关于终止，内核做了什么

当一个进程结束了，首先会进入Z状态，僵尸状态，等待父进程回收，父进程得到结果就会把它置为X状态，

进程 = 内核结构 + 进程代码 和 数据

操作系统就会把X状态的这个进程的所有数据释放掉

实际上，对于内核结构(task_struct && mm_struct……)，操作系统可能并不会释放该进程的数据结构

这都是一个一个的对象，如果要重新加载进程，就要重新创建对象，就要重新开辟空间，重新初始化，这些都要消耗时间

所以操作系统就会把这些本来要释放的数据结构维护起来

下次再调用的时候，只需要初始化一下就行，不需要再开辟空间了

这个东西就是内核的数据结构缓冲池，slab分派器

4. 进程等待

4.1 进程等待必要性

• 子进程退出，父进程如果不管不顾，就可能造成‘僵尸进程’的问题，进而造成内存泄漏。
• 另外，进程一旦变成僵尸状态，那就刀枪不入，“杀人不眨眼”的kill -9 也无能为力，因为谁也没有办法杀死一个已经死去的进程。
• 最后，父进程派给子进程的任务完成的如何，我们需要知道。如，子进程运行完成，结果对还是不对，或者是否正常退出。
• 父进程通过进程等待的方式，回收子进程资源，获取子进程退出信息

4.2 进程等待的方法

4.2.1 wait方法：

pid_t wait(int*status);

返回值：

• 成功返回被等待进程pid，失败返回-1。

参数：

• 输出型参数，获取子进程退出状态,不关心则可以设置成为NULL

#include <stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<stdlib.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/wait.h>int main()
{pid_t id = fork();if(id==0){//childwhile(1){printf("我是子进程，我正在运行...PID: %d\n",getpid());sleep(1);}}else{  //faterprintf("我是父进程，我正在运行...PID: %d\n",getpid());sleep(20);pid_t ret = wait(NULL);if(ret < 0){printf("等待失败\n");}else {printf("等待成功，result：%d\n",ret);}sleep(20);}
}

如上代码逻辑为：

• 创建子进程后，子进程执行死循环
• 父进程在20秒后等待子进程
• 我们在20秒之内通过另一终端，用kill -9 和子进程的PID杀掉子进程，此时子进程就会进入僵尸状态
• 20秒时，父进程就会对子进程等待，把子进程的Z状态改为X状态，子进程就可以被系统回收

我们可以看到：

• 前20秒，父子进程都是S+状态
• 我们手动kill子进程后，子进程状态变为Z状态
• 20秒后，子进程消失（子进程变为X状态后，没来得及我们检测，就被系统回收了）

既然叫等待，也就是说，如果我们20秒内没有将子进程杀掉20秒时子进程还在运行，那父进程就会一直停留在wait函数这里，直到子进程结束

上面的测试之所以提前杀掉子进程，就是想看它先进入Z状态，wait再进行回收了

如果我们过20秒后再杀子进程，看到的就是子进程直接消失，无法看到实际的先到Z再到X释放

4.2.2 waitpid方法：

前面我们使用的wait()可以认为是一个精简版的进程等待方法，它是等待退出的第一个进程，如果只有一个子进程，问题不大，如果有多个子进程，它仅会回收第一个进入僵尸态的子进程

接下来我们讲讲——waitpid()

pid_ t waitpid(pid_t pid, int *status, int options);

返回值：

• 当正常返回的时候waitpid返回收集到的子进程的进程ID；
• 如果设置了第三个参数选项WNOHANG,而调用中waitpid发现没有已退出的子进程可收集,则返回0；
• 如果调用中出错,则返回-1,这时errno会被设置成相应的值以指示错误所在；

参数：

pid：

• Pid=-1,等待任一个子进程。与wait等效。
• Pid>0.等待其进程ID与pid相等的子进程。

status:

• 通过一个输出型int*参数获得退出信息

options:

• 0：阻塞等待

WNOHANG:

• 若pid指定的子进程没有结束，则waitpid()函数返回0，不予以等待。若正常结束，则返回该进程的ID。

status

这是一个int*的指针，一般函数参数的指针有两种：数组、返回型参数，而在这里显然不是数组，那就是一个返回型参数，

也就是想从函数中带出一些特定的数据,然而waitpid()是系统调用，也就是status会从操作系统中带出来一个int值

这个值表示什么信息呢?

我们的内核中有进程控制块，指向着相应的进程代码，当一个进程执行了return或exit，结束后进入Z状态，会将自己的退出信息写入到进程控制块中；此时代码可以释放，但进程控制块一定要维护。

也就是填充到如下部分

我们父进程调用waitpid()，这个系统调用就会在操作系统内部找到子进程的task_struct，提取出它的退出码

内容：

status指向一个四字节整型（32位），其实这个整型是被当一个位结构使用的

而我们这里只关心它的低16个比特位

这低16位被分为三部分：

• 0-6：终止信号/退出信号
• 7：core dump标志
• 8-15：退出码/退出状态

退出码

status的次低八位

我们写段代码验证一下：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
int main()
{pid_t id = fork();if (id == 0){//childint cnt = 5;while (cnt){printf("我是子进程，我正在运行...PID: %d\n", getpid());sleep(1);cnt--;}exit(13);}else{int status = 0;printf("我是父进程，我正在运行...PID: %d\n", getpid());// sleep(20);pid_t res = waitpid(id, &status, 0);if (res > 0){printf("等待成功，res:%d,\我所等待的子进程的退出码：%d\n", res, (status >> 8) & 0xff);}else if (res < 0){printf("等待失败\n");}}
}

我们让子进程运行5秒后退出，退出码是13；同时父进程一直阻塞等待，直到5秒后，

• res接收子进程的pid，
• status接收子进程的推出信息，通过如下方式(status >> 8) & 0xff取出次低8位——子进程的退出码

这里问个小问题：

waitpid设计的时候，可以把这个status设为一个全局变量，父进程直接通过这个全局变量获取子进程退出信息吗？

答案是不可以，由于进程是独立的，父子进程的数据区是分离的，只要子进程有过数据更改，他们的全局变量就绝对不会对应同一块物理地址空间，所以必须跨过操作系统。

status的低7位是退出信号，中间的core dump我们先不讲

#include <stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<stdlib.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/wait.h>
int main()
{pid_t id = fork();if (id == 0){//childwhile (1){printf("我是子进程，我正在运行...PID: %d\n", getpid());sleep(1);}}else{int status = 0;printf("我是父进程，我正在运行...PID: %d\n", getpid());// sleep(20);pid_t res = waitpid(id, &status, 0);if (res > 0){printf("等待成功，res:%d,我所等待的子进程的退出码：%d,退出信号：%d\n", res, (status >> 8) & 0xff, status & 0x7f);}else if (res < 0){printf("等待失败\n");}}
}

这回我们让子进程死循环，父进程阻塞等待子进程，当我们用另一台终端kill -9杀掉子进程的时候，父进程将接收子进程的返回信息，通过status & 0x7f可以获得低七位

可以看到，退出信号就是9

我们也可以使用其他信号试试

这里我们像一个小问题：

操作系统怎么直到我们出错了？

目前我们所见的异常都体现在系统或硬件上

比如说除0，CPU在计算的时候内部有寄存器保存除数、被除数、得数，还有一个寄存器称为状态寄存器，这个状态寄存器有某些比特位用来标志当前计算是否有溢出，一旦溢出CPU就会将其设为1；

然而这个硬件一定是要被操作系统管理的，这些错误表现在硬件上，进而被操作系统得知，既然硬件出了问题，操作系统就一定会找到产生问题的进程，找到它的PCB，填写退出信号，把它的状态从R改为Z ，从运行队列拿下去，在用户看来就是进程崩溃了。

我们用户自己通过kill -9等信号，就是直接进行后面的填写退出信号，把它的状态从R改为Z ，从运行队列拿下去等等任务，与上面的结果是一致的。

退出码/退出信号总结：

于是，这里的退出码和退出信号就前面进程退出码对应起来了：

通过退出信号，可以判断是1、2还是3，一旦出现异常，我们只关心退出信号，判断异常的原因

如果没有再通过退出码，可以判断是1./2..

• 就是成功
• 再通过约定退出码含义做出相应的措施

上面我们是通过位运算的方式获得相应退出码和退出信号的，

实际C语言给我们提供了两个宏，获得status中的退出码和退出信息

• WIFEXITED(status)：退出信号
• WEXITSTATUS(status)：退出码

就可以把我们上面的：

• 获得退出信号：status & 0x7f换成是WIFEXITED(status)

• 获得推码：(status >> 8) & 0xff 换成是WEXITSTATUS(status)

options

我们知道等待分为，阻塞等待和非阻塞等待

那如何理解父进程阻塞呢？

父进程的task_struct中的状态由R–>S,从运行队列投入到等待队列，等待子进程退出

子进程退出就相当与条件就绪，当就绪后，父进程就会将面的步骤反着执行一遍

阻塞等待&&非阻塞

0 —— 阻塞等待：

父进程通过系统调用接口waitpid(),让操作系统拿到子进程的推出信息，并把Z转成X让子进程释放，

但操作系统说，你得等等，子进程还没退出

于是父进程说，你把我的状态改了，我就在waitpid这行代码先等着；

等子进程好了，你再把我唤醒，把相应信息给我，我再干其他的事

WNOHANG —— 非阻塞：

还是父进程调用waitpid()，让操作系统拿到子进程的推出信息

操作系统一看，子进程没好，告诉父进程

这父进程直接从waitpid返回，做自己的事

过了一会，再调用waitpid()问一下操作系统，这回子进程完事了，于是父进程就拿到信息了。

这种多次调用非阻塞接口的方式我们称为轮询检测

这里HANG是阻塞，WNOHANG（wait no hang）就是等待的时候不阻塞

写一段代码实现一下非阻塞等待：

#include <stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<stdlib.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/wait.h>
int main()
{pid_t id = fork();if (id == 0){//childprintf("我是子进程，我正在运行...PID: %d\n", getpid());sleep(5);return 123;}else{int status = 0;printf("我是父进程，我正在运行...PID: %d\n", getpid());// sleep(20);while (1){pid_t res = waitpid(id, &status, WNOHANG);if (res > 0){printf("等待成功，res:%d,我所等待的子进程的退出码：%d,退出信号：%d\n", res, (status >> 8) & 0xff, status & 0x7f);return 0;}else if (res == 0){//等待成功，但子进程没有退出printf("子进程好了没？没好，那我父进程先做其他事\n");sleep(1);}else{//出错了，暂时不处理}}}
}

逻辑：

子进程执行5秒后退出，父进程进行非阻塞等待，通过while循环轮询检测

当waitpid返回值>0(子进程pid)，等待成功，结束进程

当waitpid返回值==0，子进程没有退出，父进程先做其他的是，一秒后继续询问

以此逻辑一直循环轮询检测，知道子进程退出

其中，这一块可以换成相应的任务

我们通过如下方法，定义一个任务集——handlers

typedef void (*handler_t)();
std::vector<handler_t> handlers;
void fun1()
{cout << "我是任务一" << endl;
}
void fun2()
{cout << "我是任务二" << endl;
}void Load()
{//加载任务handlers.push_back(fun1);handlers.push_back(fun2);}

执行任务就是

void (*handler_t)()的handler_t是一个函数指针

typedef void (*handler_t)()的handler_t就是一个类型，该类型的实例是一个函数指针

vector<handler_t> handlers的handlers就是一个函数指针类型的vector，可以接收下面如fun1，fun2这样的函数

下面调用时就是，调用Load函数把任务加载进来，然后访问vector中的每一个元素进行函数回调

但一般C++不喜欢用函数指针，可以用仿函数代替

5. 进程程序替换

5.1 替换原理

用fork创建子进程后执行的是和父进程相同的程序(但有可能执行不同的代码分支)，子进程往往要调用一种exec函数以执行另一个程序。当进程调用一种exec函数时，该进程的用户空间代码和数据完全被新程序替换，从新程序的启动例程开始执行。调用exec并不创建新进程，所以调用exec前后该进程的id并未改变。

我们一般在服务器设计（Linux编程）的时候，往往需要让子进程干两种事情

• 让子进程执行父进程的代码（服务器代码）
• 让子进程执行执行磁盘中的一个全新的程序（shell；让客户端执行相应的程序；通过我们的进程，执行其他人写的进程代码：c/c+±->c/c++/Python/Shell/Java，完成某些任务）

如果直接fork创建子进程

子进程会和父进程共享代码数据

如果我们要进行程序替换

操作系统就会把新程序的代码和数据加载到内存中来，然后重新调整子进程的页表映射

程序替换的原理：

1. 将磁盘中的程序加载到内存结构
2. 重新建立页表映射，谁执行的程序替换，就重新建立谁的映射（子进程）

效果：让子进程和父进程彻底分离，并让子进车执行一个全新的程序

注意：这个替换的过程没有创建新的进程，这个过程子进程的内核数据结构基本没变，只是重新建立了一下页表映射，PID还是原来的PID。

这些加载到内存、建立映射等操作一定是由操作系统帮我们完成的

5.2 程序替换函数

以上一共八个程序替换的系统调用，我们先看看这一个：

• 上面的path就是一个放着程序位置的字符串，告诉操作系统去哪找

• 后面的...是一个可变参数列表（可以传入任意个参数），加上前面的arg参数，就可以按照我们命令行写的方式 "ls" "-a" "-l" ，把选项一个一个传进去，亦或只传程序名，不传选项；但是最有一个参数必须是NULL，标识参数传递完毕

execl("/usr/bin/ls","ls","-a","-l",NULL);

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>int main()
{//ls -a-lprintf("我是一个进程，我的PID是：%d\n",getpid());execl("/usr/bin/ls","ls","-a","-l",NULL);printf("我执行完毕了，我的PID是：%d\n",getpid());return 0;
}

可以看到，execl确实让我们执行了ls程序，但是可以发现少打印了一句“我执行完毕了”

也很好理解，一旦替换成功，当前的进程代码和数据就被全部替换，包括后面的printf代码。

那么，这个程序替换函数用不用判断返回值呢？？

int ret = execl(...);

这个ret是当前程序内的变量，一旦替换成功，还会执行返回语句吗？

肯定不会

那这个返回值还有没有用？答案是有用

不用判断返回值，因为只要成功就不会有返回值；而失败的时候，必然会继续向后执行！！我们最多可以通过返回值获得导致失败的原因。

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>int main()
{//ls -a-lprintf("我是一个进程，我的PID是：%d\n",getpid());int ret = execl("/usr/bin/lssss","ls","-a","-l",NULL);printf("我执行完毕了，我的PID是：%d,ret:%d\n",getpid(),ret);return 0;
}

我们故意用一个不存在的文件路径

引入进程创建

为了不影响父进程，我们fork一个子进程，把子进程替换成一个全新的程序

execv

int execv(const char *path, char *const argv[]);

• path–>如何找到

• argv–>如何执行

这个接口与execl唯一的区别就是：把一个一个的参数放到一个字符串数组中一起传过去。

char* const argv_[4] = {(char*)"ls",(char*)"-l",(char*) "-a",NULL
};
execv(/usr/bin/ls, argv_);

为了更好的区分execl和execv,

• 我们把l看作是list——>代表可变参数列表
• 把v看作是vector–>代表一个数组

execlp

int execlp(const char *file, const char *arg, …);

很明显，这个execlp是在execl的基础上做了一些改变

• file --> 要执行什么样的程序 -->会像我们平时使用系统命令时直接输入程序名，就默认从PATH路径中找一样，这里也是直接输入程序名就行，会从自动PATH环境变量中找到这个程序的路径
• 剩下的与execl一致

execlp("ls","ls","-a","-l");

注意：这两个ls含义不一样——一个告诉操作系统找谁，另一个是告诉操作系统你想怎么执行

函数名细节：我们可以把这里的p看成是PATH，代表会从PATH中搜索路径

execvp

int execvp(const char *file, char *const argv[]);

char* const argv_[4] = {(char*)"ls",(char*)"-l",(char*) "-a",NULL
};
execvp("ls",argv_);

int execle(const char *path, const char *arg, …, char * const envp[]);

#include<iostream>
#include<stdlib.h>
using namespace std;
int main()
{cout<<"PATH:"<<getenv("PATH")<<endl;cout<<"MYPATH:"<<getenv("MYPATH")<<endl;cout<<"hello c++"<<endl;cout<<"hello c++"<<endl;cout<<"hello c++"<<endl;cout<<"hello c++"<<endl;cout<<"hello c++"<<endl;return 0;
}

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<sys/wait.h>
#include<sys/types.h>
int main()
{
printf("我是父进程，我的PID是：%d\n",getpid());
id_t id = fork();
if(id==0)
{
//子进程  
printf("我是子进程，我的PID是：%d\n",getpid());
char* const env_[] = {(char*)"MYPATH=YouCanSeeMe!!",NULL 
};
execle("./mycmd","mycmd",NULL,env_);
}
int status = 0;
sleep(3);
id = waitpid(id,&status,0);
printf("父进程等待成功,子进程PID：%d,返回值：%d,信号：%d\n",id,(status>>8)&0xff,status&0x7f);
return 0;
}

extern char** environ;

execle(“./mycmd”,“mycmd”,NULL,environ);

extern char** environ;    
size_t env_size = 0;
while(environ[env_size++]);//记录环境变量的个数，包括NULL
char** const env_ = (char**)malloc(1+env_size*sizeof(char*));
env_[0] = (char*)"MYPATH=YouCanSeeMe!!";
memcpy(env_+1,environ,env_size*sizeof(char*));
execle("./mycmd","mycmd",NULL,env_);

int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[]);

int execvpe(const char *file, char *const argv[], char *const envp[]);