1、fork + exec

fork用来创建一个子进程。一个程序一调用fork函数,系统就为一个新的进程准备了前述三个段,首先,系统让新的进程与旧的进程使用同一个代码段,因为它们的程序还是相同的,对于数据段和堆栈段,系统则复制一份给新的进程,这样,父进程的所有数据都可以留给子进程,但是,子进程一旦开始运行,虽然它继承了父进程的一切数据,但实际上数据却已经分开,相互之间不再有影响了,也就是说,它们之间不再共享任何数据了。而如果两个进程要共享什么数据的话,就要使用另一套函数(shmget,shmat,shmdt等)来操作。现在,已经是两个进程了,对于父进程,fork函数返回了子程序的进程号,而对于子程序,fork函数则返回零,这样,对于程序,只要判断fork函数的返回值,就知道自己是处于父进程还是子进程中。

事实上,目前大多数的unix系统在实现上并没有作真正的copy。一般的,CPU都是以“页”为单位分配空间的,象INTEL的CPU,其一页在通常情况下是4K字节大小,而无论是数据段还是堆栈段都是由许多“页”构成的,fork函数复制这两个段,只是“逻辑”上的,并非“物理”上的,也就是说,实际执行fork时,物理空间上两个进程的数据段和堆栈段都还是共享着的,当有一个进程写了某个数据时,这时两个进程之间的数据才有了区别,系统就将有区别的“页”从物理上也分开。系统在空间上的开销就可以达到最小。

vfork和fork一样,也是创建一个子进程,但是它并不将父进程的地址空间完全复制到子进程中,不会复制页表。因为子进程会立即调用exec,于是也就不会存放该地址空间。不过在子进程中调用exec或exit之前,他在父进程的空间中运行。

为什么会有vfork,因为以前的fork当它创建一个子进程时,将会创建一个新的地址空间,并且拷贝父进程的资源,而往往在子进程中会执行exec调用,这样,前面的拷贝工作就是白费力气了,这种情况下,聪明的人就想出了vfork,它产生的子进程刚开始暂时与父进程共享地址空间(其实就是线程的概念了),因为这时候子进程在父进程的地址空间中运行,所以子进程不能进行写操作,并且在儿子“霸占”着老子的房子时候,要委屈老子一下了,让他在外面歇着(阻塞),一旦儿子执行了exec或者exit后,相当于儿子买了自己的房子了,这时候就相当于分家了。

vfork和fork之间的另一个区别是: vfork保证子进程先运行,在她调用exec或exit之后父进程才可能被调度运行。如果在调用这两个函数之前子进程依赖于父进程的进一步动作,则会导致死锁。

由此可见,这个系统调用是用来启动一个新的应用程序。其次,子进程在vfork()返回后直接运行在父进程的栈空间,并使用父进程的内存和数据。这意味着子进程可能破坏父进程的数据结构或栈,造成失败。

为了避免这些问题,需要确保一旦调用vfork(),子进程就不从当前的栈框架中返回,并且如果子进程改变了父进程的数据结构就不能调用exit函数。子进程还必须避免改变全局数据结构或全局变量中的任何信息,因为这些改变都有可能使父进程不能继续。

通常,如果应用程序不是在fork()之后立即调用exec(),就有必要在fork()被替换成vfork()之前做仔细的检查。

用fork函数创建子进程后,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,该进程完全由新程序代换,而新程序则从其main函数开始执行,因为调用exec并不创建新进程,所以前后的进程id 并未改变,exec只是用另一个新程序替换了当前进程的正文,数据,堆和栈段。

一个进程一旦调用exec类函数,它本身就“死亡”了,系统把代码段替换成新的程序的代码,废弃原有的数据段和堆栈段,并为新程序分配新的数据段与堆栈段,唯一留下的,就是进程号,也就是说,对系统而言,还是同一个进程,不过已经是另一个程序了。不过exec类函数中有的还允许继承环境变量之类的信息,这个通过exec系列函数中的一部分函数的参数可以得到。

2、system

system 可以看做是fork + execl + waitpid。system()函数功能强大,很多人用却对它的原理知之甚少先看linux版system函数的源码:

#include 
#include 
#include 
#include

int system(const char * cmdstring)

{
    pid_t pid;
    int status;

if(cmdstring == NULL){
          
         return (1);
    }

if((pid = fork())<0){

status = -1;
    }

else if(pid = 0){

execl("/bin/sh", "sh", "-c", cmdstring, (char *)0);

-exit(127); //子进程正常执行则不会执行此语句

}

else{

while(waitpid(pid, &status, 0) < 0){

if(errno != EINTER){

status = -1;

break;

}

}

}

return status;

}

先分析一下原理,然后再看上面的代码大家估计就能看懂了:  
    当system接受的命令为NULL时直接返回,否则fork出一个子进程,因为fork在两个进程:父进程和子进程中都返回,这里要检查返回的pid,fork在子进程中返回0,在父进程中返回子进程的pid,父进程使用waitpid等待子进程结束,子进程则是调用execl来启动一个程序代替自己,execl("/bin/sh", "sh", "-c", cmdstring, (char*)0)是调用shell,这个shell的路径是/bin/sh,后面的字符串都是参数,然后子进程就变成了一个shell进程,这个shell的参数是cmdstring,就是system接受的参数。在windows中的shell是command,想必大家很熟悉shell接受命令之后做的事了。
  
如果上面的你没有看懂,那我再解释下fork的原理:当一个进程A调用fork时,系统内核创建一个新的进程B,并将A的内存映像复制到B的进程空间中,因为A和B是一样的,那么他们怎么知道自己是父进程还是子进程呢,看fork的返回值就知道,上面也说了fork在子进程中返回0,在父进程中返回子进程的pid。

windows中的情况也类似,就是execl换了个又臭又长的名字,参数名也换的看了让人发晕的,我在MSDN中找到了原型,给大家看看:

HINSTANCE   ShellExecute(
               HWND   hwnd,
               LPCTSTR   lpVerb,
               LPCTSTR   lpFile,
               LPCTSTR   lpParameters,
               LPCTSTR   lpDirectory,
               INT   nShowCmd
   );

用法见下:

ShellExecute(NULL,   "open",   "c://a.reg",   NULL,   NULL,   SW_SHOWNORMAL);

你也许会奇怪 ShellExecute中有个用来传递父进程环境变量的参数 lpDirectory,linux中的 execl却没有,这是因为execl是编译器的函数(在一定程度上隐藏具体系统实现),在linux中它会接着产生一个linux系统的调用 execve, 原型见下:
    int execve(const char * file,const char **argv,const char **envp);
  
    看到这里你就会明白为什么system()会接受父进程的环境变量,但是用system改变环境变量后,system一返回主函数还是没变。原因从system的实现可以看到,它是通过产生新进程实现的,从我的分析中可以看到父进程和子进程间没有进程通信,子进程自然改变不了父进程的环境变量。

关于返回值,如果system()在调用/bin/sh时失败则返回127,其他失败原因返回-1。如果返回值为0,表示调用成功但是没有出现子进程。若参数string为空指针(NULL),则返回非零值。如果system()调用成功则最后会返回执行shell命令后的返回值,但是此返回值也有可能为 system()调用/bin/sh失败所返回的127,因此最好能再检查errno 来确认执行成功。
 
 shell命令的返回值可以通过WEXITSTATUS(stat)得到。处理返回值的宏定义在 中,包括(stat是waitpid()的返回值):
         WIFEXITED(stat)Non zero if child exited normally.
         非零 如果子程序正常退出
         WEXITSTATUS(stat)exit code returned by child
         子程序返回exit 值
         WIFSIGNALED(stat)Non-zero if child was terminated by a signal
         非零 如果子进程被一个信号结束
         WTERMSIG(stat)signal number that terminated child
         结束子进程的signal number
         WIFSTOPPED(stat)non-zero if child is stopped
         非零 如果子进程被停止
         WSTOPSIG(stat)number of signal that stopped child
         停止子进程的signal number.
         WIFCONTINUED(stat)non-zero if status was for continued child
         非零 如果状态是继续运行的子进程
         WCOREDUMP(stat)If WIFSIGNALED(stat) is non-zero, this is non-zero if the process leftbehind a core dump.
         如果WIFSIGNALED(stat)非零,而且进程产生了一个core dump,那么这个也是非零。

3、popen

popen()也常常被用来执行一个程序。

FILE *popen(const char *command, const char *type);
int pclose(FILE *stream);

popen() 函数用创建管道的方式启动一个 进程, 并调用 shell. 因为管道是被定义成单向的, 所以 type 参数只能定义成只读或者只写, 不能是两者同时, 结果流也相应的是只读或者只写. command 参数是一个字符串指针, 指向的是一个以 null 结束符结尾的字符串, 这个字符串包含一个 shell 命令. 这个命令被送到 /bin/sh 以 -c 参数执行, 即由 shell 来执行. type 参数也是一个指向以 null 结束符结尾的字符串的指针, 这个字符串必须是 'r' 或者 'w’ 来指明是读还是写.

popen() 函数的返回值是一个普通的标准I/O流, 它只能用 pclose() 函数来关闭, 而不是 fclose() 函数. 向这个流的写入被转化为对 command 命令的标准输入; 而 command 命令的标准输出则是和调用 popen(), 函数的进程相同,除非这个被command命令自己改变. 相反的, 读取一个 “被popen了的” 流, 就相当于读取 command 命令的标准输出, 而 command 的标准输入则是和调用 popen, 函数的进程相同.

注意, popen 函数的 输出流默认是被全缓冲的.

pclose 函数等待相关的进程结束并返回一个 command 命令的退出状态, 就像 wait4 函数 一样

#include

int main(int argc, char *argv[])
{
         char buf[128];
         FILE *pp;

if( (pp = popen("ls -l", "r")) == NULL )
         {
                 printf("popen() error!/n");
                 exit(1);
         }

while(fgets(buf, sizeof buf, pp))
         {
                 printf("%s", buf);
         }
         pclose(pp);
         return 0;
}

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