我们知道，每个进程在内核中都有一个进程控制块（PCB）来维护进程相关的信息，Linux内核的进程控制块是task_struct结构体。现在我们全面了解一下其中都有哪些信息。
- 进程id。系统中每个进程有唯一的id，在C语言中用pid_t类型表示，其实就是一个非负整数。
- 进程的状态，有运行、挂起、停止、僵尸等状态。
- 进程切换时需要保存和恢复的一些CPU寄存器。
- 描述虚拟地址空间的信息。
- 描述控制终端的信息。
- 当前工作目录（Current Working Directory）。
· umask掩码。
- 文件描述符表，包含很多指向file结构体的指针。
- 和信号相关的信息。
- 用户id和组id。
- 控制终端、Session和进程组。
- 进程可以使用的资源上限（Resource Limit）。
fork和exec是两个重要的系统调用。fork的作用是根据一个现有的进程复制出一个新进程，原来的进程称为父进程（Parent Process），新进程称为子进程（Child Process）。系统中同时运行着很多进程，这些进程都是从最初只有一个进程开始一个一个复制出来的。在Shell下输入命令可以运行一个程序，是因为Shell进程在读取用户输入的命令之后会调用fork复制出一个新的Shell进程，然后新的Shell进程调用exec执行新的程序。
我们知道一个程序可以多次加载到内存，成为同时运行的多个进程，例如可以同时开多个终端窗口运行/bin/bash，另一方面，一个进程在调用exec前后也可以分别执行两个不同的程序，例如在Shell提示符下输入命令ls，首先fork创建子进程，这时子进程仍在执行/bin/bash程序，然后子进程调用exec执行新的程序/bin/ls，如下图所示。
2. 环境变量
libc中定义的全局变量environ指向环境变量表，environ没有包含在任何头文件中，所以在使用时要用extern声明。例如：
#include <stdio.h>
int main(void)
{
extern char **environ;
int i;
for(i=0; environ[i]!=NULL; i++)
printf("%s\n", environ[i]);
return 0;
}
由于父进程在调用fork创建子进程时会把自己的环境变量表也复制给子进程，所以a.out打印的环境变量和Shell进程的环境变量是相同的。
按照惯例，环境变量字符串都是name=value这样的形式，大多数name由大写字母加下划线组成，一般把name的部分叫做环境变量，value的部分则是环境变量的值。环境变量定义了进程的运行环境，一些比较重要的环境变量的含义如下：
PATH
可执行文件的搜索路径。ls命令也是一个程序，执行它不需要提供完整的路径名/bin/ls，然而通常我们执行当前目录下的程序a.out却需要提供完整的路径名./a.out，这是因为PATH环境变量的值里面包含了ls命令所在的目录/bin，却不包含a.out所在的目录。PATH环境变量的值可以包含多个目录，用:号隔开。在Shell中用echo命令可以查看这个环境变量的值：
SHELL
当前Shell，它的值通常是/bin/bash。
TERM
当前终端类型，在图形界面终端下它的值通常是xterm，终端类型决定了一些程序的输出显示方式，比如图形界面终端可以显示汉字，而字符终端一般不行。
LANG
语言和locale，决定了字符编码以及时间、货币等信息的显示格式。
HOME
当前用户主目录的路径，很多程序需要在主目录下保存配置文件，使得每个用户在运行该程序时都有自己的一套配置。
用environ指针可以查看所有环境变量字符串，但是不够方便，如果给出name要在环境变量表中查找它对应的value，可以用getenv函数。
#include <stdlib.h>
char *getenv(const char *name);
getenv的返回值是指向value的指针，若未找到则为NULL。
修改环境变量可以用以下函数
#include <stdlib.h>
int setenv(const char *name, const char *value, int rewrite);
void unsetenv(const char *name);
setenv将环境变量name的值设置为value。如果已存在环境变量name，那么
- 若rewrite非0，则覆盖原来的定义；
- 若rewrite为0，则不覆盖原来的定义，也不返回错误。
unsetenv删除name的定义。即使name没有定义也不返回错误。
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
printf("PATH=%s\n", getenv("PATH"));
setenv("PATH", "hello", 1);
printf("PATH=%s\n", getenv("PATH"));
return 0;
}
fork函数
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
fork调用失败则返回-1，调用成功的返回值见下面的解释。我们通过一个例子来理解fork是怎样创建新进程的。
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main(void)
{
pid_t pid;
char *message;
int n;
pid = fork();
if (pid < 0) {
perror("fork failed");
exit(1);
}
if (pid == 0) {
message = "This is the child\n";
n = 6;
} else {
message = "This is the parent\n";
n = 3;
}
for(; n > 0; n--) {
printf(message);
sleep(1);
}
return 0;
}
l 父进程初始化。
l 父进程调用fork，这是一个系统调用，因此进入内核。
l 内核根据父进程复制出一个子进程，父进程和子进程的PCB信息相同，用户态代码和数据也相同。因此，子进程现在的状态看起来和父进程一样，做完了初始化，刚调用了fork进入内核，还没有从内核返回。
l 现在有两个一模一样的进程看起来都调用了fork进入内核等待从内核返回（实际上fork只调用了一次），此外系统中还有很多别的进程也等待从内核返回。是父进程先返回还是子进程先返回，还是这两个进程都等待，先去调度执行别的进程，这都不一定，取决于内核的调度算法。
l 如果某个时刻父进程被调度执行了，从内核返回后就从fork函数返回，保存在变量pid中的返回值是子进程的id，是一个大于0的整数，因此执行下面的else分支，然后执行for循环，打印"This is the parent\n"三次之后终止。
l 如果某个时刻子进程被调度执行了，从内核返回后就从fork函数返回，保存在变量pid中的返回值是0，因此执行下面的if (pid == 0)分支，然后执行for循环，打印"This is the child\n"六次之后终止。fork调用把父进程的数据复制一份给子进程，但此后二者互不影响，在这个例子中，fork调用之后父进程和子进程的变量message和n被赋予不同的值，互不影响。
l 父进程每打印一条消息就睡眠1秒，这时内核调度别的进程执行，在1秒这么长的间隙里（对于计算机来说1秒很长了）子进程很有可能被调度到。同样地，子进程每打印一条消息就睡眠1秒，在这1秒期间父进程也很有可能被调度到。所以程序运行的结果基本上是父子进程交替打印，但这也不是一定的，取决于系统中其它进程的运行情况和内核的调度算法，如果系统中其它进程非常繁忙则有可能观察到不同的结果。另外，读者也可以把sleep(1);去掉看程序的运行结果如何。
l 这个程序是在Shell下运行的，因此Shell进程是父进程的父进程。父进程运行时Shell进程处于等待状态，当父进程终止时Shell进程认为命令执行结束了，于是打印Shell提示符，而事实上子进程这时还没结束，所以子进程的消息打印到了Shell提示符后面。最后光标停在This is the child的下一行，这时用户仍然可以敲命令，即使命令不是紧跟在提示符后面，Shell也能正确读取。
fork函数的特点概括起来就是“调用一次，返回两次”，在父进程中调用一次，在父进程和子进程中各返回一次。从上图可以看出，一开始是一个控制流程，调用fork之后发生了分叉，变成两个控制流程，这也就是“fork”（分叉）这个名字的由来了。子进程中fork的返回值是0，而父进程中fork的返回值则是子进程的id（从根本上说fork是从内核返回的，内核自有办法让父进程和子进程返回不同的值），这样当fork函数返回后，程序员可以根据返回值的不同让父进程和子进程执行不同的代码。
fork的返回值这样规定是有道理的。fork在子进程中返回0，子进程仍可以调用getpid函数得到自己的进程id，也可以调用getppid函数得到父进程的id。在父进程中用getpid可以得到自己的进程id，然而要想得到子进程的id，只有将fork的返回值记录下来，别无它法。
exec函数
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。
#include <unistd.h>
int execl(const char *path, const char *arg, ...);
int execlp(const char *file, const char *arg, ...);
int execle(const char *path, const char *arg, ..., char *const envp[]);
int execv(const char *path, char *const argv[]);
int execvp(const char *file, char *const argv[]);
int execve(const char *path, char *const argv[], char *const envp[]);
这些函数如果调用成功则加载新的程序从启动代码开始执行，不再返回，如果调用出错则返回-1，所以exec函数只有出错的返回值而没有成功的返回值。
这些函数原型看起来很容易混，但只要掌握了规律就很好记。不带字母p（表示path）的exec函数第一个参数必须是程序的相对路径或绝对路径，例如"/bin/ls"或"./a.out"，而不能是"ls"或"a.out"。对于带字母p的函数：
- 如果参数中包含/，则将其视为路径名。
- 否则视为不带路径的程序名，在PATH环境变量的目录列表中搜索这个程序。
带有字母l（表示list）的exec函数要求将新程序的每个命令行参数都当作一个参数传给它，命令行参数的个数是可变的，因此函数原型中有...，...中的最后一个可变参数应该是NULL，起sentinel的作用。对于带有字母v（表示vector）的函数，则应该先构造一个指向各参数的指针数组，然后将该数组的首地址当作参数传给它，数组中的最后一个指针也应该是NULL，就像main函数的argv参数或者环境变量表一样。
对于以e（表示environment）结尾的exec函数，可以把一份新的环境变量表传给它，其他exec函数仍使用当前的环境变量表执行新程序。
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int main(void)
{
execlp("ps", "ps", "-o", "pid,ppid,pgrp,session,tpgid,comm", NULL);
perror("exec ps");
exit(1);
}
由于exec函数只有错误返回值，只要返回了一定是出错了，所以不需要判断它的返回值，直接在后面调用perror即可。注意在调用execlp时传了两个"ps"参数，第一个"ps"是程序名，execlp函数要在PATH环境变量中找到这个程序并执行它，而第二个"ps"是第一个命令行参数，execlp函数并不关心它的值，只是简单地把它传给ps程序，ps程序可以通过main函数的argv[0]取到这个参数。
wait和waitpid函数
一个进程在终止时会关闭所有文件描述符，释放在用户空间分配的内存，但它的PCB还保留着，内核在其中保存了一些信息：如果是正常终止则保存着退出状态，如果是异常终止则保存着导致该进程终止的信号是哪个。这个进程的父进程可以调用wait或waitpid获取这些信息，然后彻底清除掉这个进程。我们知道一个进程的退出状态可以在Shell中用特殊变量$?查看，因为Shell是它的父进程，当它终止时Shell调用wait或waitpid得到它的退出状态同时彻底清除掉这个进程。
如果一个进程已经终止，但是它的父进程尚未调用wait或waitpid对它进行清理，这时的进程状态称为僵尸（Zombie）进程。任何进程在刚终止时都是僵尸进程，正常情况下，僵尸进程都立刻被父进程清理了，为了观察到僵尸进程，我们自己写一个不正常的程序，父进程fork出子进程，子进程终止，而父进程既不终止也不调用wait清理子进程：
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int main(void)
{
pid_t pid=fork();
if(pid<0) {
perror("fork");
exit(1);
}
if(pid>0) { /* parent */
while(1);
}
/* child */
return 0;
}
父进程的pid是6130，子进程是僵尸进程，pid是6131，ps命令显示僵尸进程的状态为Z，在命令行一栏还显示<defunct>。
如果一个父进程终止，而它的子进程还存在（这些子进程或者仍在运行，或者已经是僵尸进程了），则这些子进程的父进程改为init进程。init是系统中的一个特殊进程，通常程序文件是/sbin/init，进程id是1，在系统启动时负责启动各种系统服务，之后就负责清理子进程，只要有子进程终止，init就会调用wait函数清理它。
僵尸进程是不能用kill命令清除掉的，因为kill命令只是用来终止进程的，而僵尸进程已经终止了。思考一下，用什么办法可以清除掉僵尸进程？
wait和waitpid函数的原型是：
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
pid_t wait(int *status);
pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options);
若调用成功则返回清理掉的子进程id，若调用出错则返回-1。父进程调用wait或waitpid时可能会：
- 阻塞（如果它的所有子进程都还在运行）。
- 带子进程的终止信息立即返回（如果一个子进程已终止，正等待父进程读取其终止信息）。
- 出错立即返回（如果它没有任何子进程）。
这两个函数的区别是：
- 如果父进程的所有子进程都还在运行，调用wait将使父进程阻塞，而调用waitpid时如果在options参数中指定WNOHANG可以使父进程不阻塞而立即返回0。
· wait等待第一个终止的子进程，而waitpid可以通过pid参数指定等待哪一个子进程。
可见，调用wait和waitpid不仅可以获得子进程的终止信息，还可以使父进程阻塞等待子进程终止，起到进程间同步的作用。如果参数status不是空指针，则子进程的终止信息通过这个参数传出，如果只是为了同步而不关心子进程的终止信息，可以将status参数指定为NULL。
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main(void)
{
pid_t pid;
pid = fork();
if (pid < 0) {
perror("fork failed");
exit(1);
}
if (pid == 0) {
int i;
for (i = 3; i > 0; i--) {
printf("This is the child\n");
sleep(1);
}
exit(3);
} else {
int stat_val;
waitpid(pid, &stat_val, 0);
if (WIFEXITED(stat_val))
printf("Child exited with code %d\n", WEXITSTATUS(stat_val));
else if (WIFSIGNALED(stat_val))
printf("Child terminated abnormally, signal %d\n", WTERMSIG(stat_val));
}
return 0;
}
进程间通信
每个进程各自有不同的用户地址空间，任何一个进程的全局变量在另一个进程中都看不到，所以进程之间要交换数据必须通过内核，在内核中开辟一块缓冲区，进程1把数据从用户空间拷到内核缓冲区，进程2再从内核缓冲区把数据读走，内核提供的这种机制称为进程间通信（IPC，InterProcess Communication）。如下图所示。
管道
#include <unistd.h>
int pipe(int filedes[2]);
调用pipe函数时在内核中开辟一块缓冲区（称为管道）用于通信，它有一个读端一个写端，然后通过filedes参数传出给用户程序两个文件描述符，filedes[0]指向管道的读端，filedes[1]指向管道的写端（很好记，就像0是标准输入1是标准输出一样）。所以管道在用户程序看起来就像一个打开的文件，通过read(filedes[0]);或者write(filedes[1]);向这个文件读写数据其实是在读写内核缓冲区。pipe函数调用成功返回0，调用失败返回-1。
开辟了管道之后如何实现两个进程间的通信呢？比如可以按下面的步骤通信。
1. 父进程调用pipe开辟管道，得到两个文件描述符指向管道的两端。
2. 父进程调用fork创建子进程，那么子进程也有两个文件描述符指向同一管道。
3. 父进程关闭管道读端，子进程关闭管道写端。父进程可以往管道里写，子进程可以从管道里读，管道是用环形队列实现的，数据从写端流入从读端流出，这样就实现了进程间通信。
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#define MAXLINE 80
int main(void)
{
int n;
int fd[2];
pid_t pid;
char line[MAXLINE];
if (pipe(fd) < 0) {
perror("pipe");
exit(1);
}
if ((pid = fork()) < 0) {
perror("fork");
exit(1);
}
if (pid > 0) { /* parent */
close(fd[0]);
write(fd[1], "hello world\n", 12);
wait(NULL);
} else { /* child */
close(fd[1]);
n = read(fd[0], line, MAXLINE);
write(STDOUT_FILENO, line, n);
}
return 0;
}
使用管道有一些限制：
- 两个进程通过一个管道只能实现单向通信，比如上面的例子，父进程写子进程读，如果有时候也需要子进程写父进程读，就必须另开一个管道。请读者思考，如果只开一个管道，但是父进程不关闭读端，子进程也不关闭写端，双方都有读端和写端，为什么不能实现双向通信？
- 管道的读写端通过打开的文件描述符来传递，因此要通信的两个进程必须从它们的公共祖先那里继承管道文件描述符。上面的例子是父进程把文件描述符传给子进程之后父子进程之间通信，也可以父进程fork两次，把文件描述符传给两个子进程，然后两个子进程之间通信，总之需要通过fork传递文件描述符使两个进程都能访问同一管道，它们才能通信。
使用管道需要注意以下4种特殊情况（假设都是阻塞I/O操作，没有设置O_NONBLOCK标志）：
1. 如果所有指向管道写端的文件描述符都关闭了（管道写端的引用计数等于0），而仍然有进程从管道的读端读数据，那么管道中剩余的数据都被读取后，再次read会返回0，就像读到文件末尾一样。
2. 如果有指向管道写端的文件描述符没关闭（管道写端的引用计数大于0），而持有管道写端的进程也没有向管道中写数据，这时有进程从管道读端读数据，那么管道中剩余的数据都被读取后，再次read会阻塞，直到管道中有数据可读了才读取数据并返回。
3. 如果所有指向管道读端的文件描述符都关闭了（管道读端的引用计数等于0），这时有进程向管道的写端write，那么该进程会收到信号SIGPIPE，通常会导致进程异常终止。
4. 如果有指向管道读端的文件描述符没关闭（管道读端的引用计数大于0），而持有管道读端的进程也没有从管道中读数据，这时有进程向管道写端写数据，那么在管道被写满时再次write会阻塞，直到管道中有空位置了才写入数据并返回。