第八章＊进程控制（十）－－exec函数

我们在8.3节提到fork的一个用法是创建一个新进程（子进程）然后调用某个exec函数然执行另一个程序。当一个进程调用某个exec函数时，这个进 程被新程序完全取代，而新程序开始执行它的main函数。在调用exec时进程的ID并没有发生变化，因为没有一个新的进程被创建；exec只是把当前的 进程－－它的代码、数据、堆和栈－－替换为从硬盘而来的全新的程序。

有6个不同的exec函数，但是我们经常简单地说“exec函数”，它表示我们可以使用这6个函数中的任一个。这6个函数使用UNIX系统的原始进程控制 丰满了起来。通过fork，我们可以创建新的进程，而使用exec函数，我们可以启动新的程序。exit函数和wait函数处理了终止和终止的等待。这些 我们仅需的原始进程控制。我们将用这些原始操作在后面各节中建立更多的函数，比如popen和system。

#include <unistd.h>

int execl(const char *pathname, const char *arg0, ... /* (char *) 0 */ );

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

int execle(const char *pathname, const char *arg0, ... /* (char *)0, char *const envp[] */ );

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

int execlp(const char *filename, const char *arg0, ... /* (char *)0 */ );

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

六个函数错误都返回-1，成功不返回。

这些函数的第一个区别是前四个接受一个路径名参数，而后两个接受一个文件名参数。当一个文件名参数被指定时：

1、如果filname包含一个斜杠，那它这被作为一个路径名；

2、否则，可执行程序会在PATH环境变量指定的目录里查找。

PATH变量包含一个路径的列表，被称为路径前缀，它们由冒号分隔。例如，下面的name=value环境字符串
PATH=/bin:/usr/bin:/usr/local/bin/:.

指定了四个用于查找的路径。最后一个路径前缀指定了当前的目录。（一个零长度的前缀同样表示当前目录。它可以通过value的开头的冒号、一行中的两个冒号、或value结尾的冒号来表示。）

基于一些安全性的原因，绝不要把当前目录包含在查找路径里。

如果execlp或execvp使用某个路径前缀找到了一个可执行文件，但文件不是由链接器产生的机器执行文件，那么函数会假定这个程序是一个外壳脚本并尝试调用/bin/sh来执行它。

下一个区别是参数列表的传递（l表示列表而v表示矢量）。函数execl、execlp和execle要求新程序的每个命令行参数都由分隔的参数指定。我 们用一个空指针标记参数的末尾。对于其它三个函数（execv、execvp、和execve），我们必须创建一个参数指针的数组，然后把这个数组的地址 传给这三个函数。

在使用ISO C原型前，为execl、execle和execlp展示命令行参数的通常作法是：char *arg0, char *arg1, ..., char *argn, (char *)0。这指明了最后的命令行参数后面是一人空指针。如果这个空指针由常量0指定，我们必须显式把它转换成一个指针，如果我们不这样做的话，它会被解释为 一个整型参数。如果一个整型的尺寸和char *的尺寸不同，那么exec函数的真实参数将会出错。

最后的区别是给新程序的环境变量的传递。这两个以一个e结尾的函数（execle和execve）允许我们传递一个环境字符串指针数组的指针。然而，另外 四个函数在调用进程里使用environ变量来为进程序拷贝已有的环境。（回想下我们在7.9节里的环境字符串的讨论。我们提到过如果系统支持如 setenv和putenv的函数的话，我们可以改变当前环境和任何后续的子进程的环境，但是我们不会影响父进程的环境。）

通常，一个进程允许它的环境被 传播给它的子进程，但在一些情况下，一个进程想为一个子进程指定一个特殊的一间。后者的一个例子是当一个登录外壳被初始化时的login程序。通 常，login只用几个定义的变量创建一个指定的环境，并让我们通过外壳启动文件，当我们登录时在环境里加入变量。

在使用ISO C原型前，execle的参数为：char *pathname, char *arg0, ..., char *argn, (char*)0, char *envp[]。

这指名了最后的参数是环境字符串的字符指针的数组的地址。ISO C原型没有这样显示，因为所有的命令行参数、空指针和envp指针都用省略号显示。

这6个函数的参数很维记住。函数名里的字母某种程序上帮助记忆。字母p表示函数接受一个文件名参数并使用PATH环境变量来查找可执行文件。字母l表示函 数接受一个参数列表并和表示接受一个argv[]矢量的字母v互斥。最后，字母e表示函数接受一个envp[]数组而不是使用当前环境。下表显示了这6个 函数的区别：

6个exec函数的区别
函数	pathname	filename	参数列表	argv[]	environ	envp[]
execl	*		*		*
execlp		*	*		*
execle	*		*			*
execv	*			*	*
execvp		*		*	*
execve	*			*		*
名字里的字母		p	l	v		e

每个系统都有参数列表和环境列表总尺寸的限制。从2.5.2节可以看到，这个限制由ARG_MAX给定。这个值在POSIX.1系统上必须至少为4096 字节。当使用外壳的文件名扩展我来产生一个文件名列表时，我们有时会碰到这个限制。例如，在一些系统上，命令grep getrlimit /usr/share/man/*/*可能产生一个这种形式的外壳错误：Argument list too long。

历史上，在系统V的早期实现上里的限制是5120字节。早期BSD系统有20480字节的限制。当前系统的限制高得多了。

为了解决参数列表尺寸的限制，我们可以使用xargs命令来分解长参数列表。为了查找所有在我们系统上man页里的getrlimit的出现， 我们可以使用
find /usr/share/man -type f -print | xargs grep getrlimit

然而，如果我们系统上的man页被压缩，我们可以尝试
find /usr/share/man -type f -print | xargs bzgrep getrlimit

我们在find命令里使用-type f选项来限制列表只包含普通文件，因为grep命令不会在目录里想找pattern，而我们要避免不必要的错误信息。

我们也提到进程ID在一个exec后不会改变，但是新的程序从调用进程继承了额外的属性：

1、进程ID和父进程ID；

2、真实用户ID和真实组ID；

3、补充组ID；

4、进程组ID；

5、会话ID；

6、控制终端；

7、闹钟响的剩余时间；

8、当前工作目录；

9、根目录；

10、文件模式创建掩码；

11、文件锁；

12、进程信号掩码；

13、资源限制；

14、tms_utime、tms_stime、tms_cutime和tms_cstime的值。

对打开文件的处理取决于每个操作符的close-on-exec标志。回想下第三章，我们在3.14节提过FD_CLOEXEC标志，它让一个进程里每个 打开的描述符都有一个close-on-exec标志。如果这个标志被设置的话，一个exec会关闭这个描述符。否则，在exec时描述符会保持打开。默 认行为是在exec时保持描述符打开，除非我们用fcntl来设置close-on-exec标志。

POSIX.1规定打开的目录流（回想下4.21节的opendir函数）在exec时必须关闭。这通常由opendir通过调用fcntl设置对应于打开的目录的流的文件描述符的close-on-exec标志来完成。

注意真实用户ID和真实组ID在exec时保持不变，但是有效ID可以改变，取决于被执行的程序的设置用户ID和调用组ID位的状态。如果新程序的设置组 ID位被设置，那么有效用户ID就变为程序文件属主ID。否则，有效组ID不变（它没有被设为真实用户ID）。组ID的处理方式一样。

在许多UNIX系统实现里，这6个函数里只有一个execve是内核的系统调用。其它5个只是最终调用这个系统调用的库函数。我们可以想像这6个函数之间的关系：

execlp把参数列表转换为数组，传递给execvp。同样，execl的列表转换为数组传给execv，execle的列表转换为数组传给 execve（系统调用）。execvp通过各个PATH前缀找到程序的位置，交给execv，而execv使用environ调用execve（系统调 用）。

下面的代码的展示了exec函数：

#include <sys/wait.h>

char *env_init[] = { "USER=unknown", "PATH=/tmp", NULL };

int
main(void)
{
    pid_t pid;

    if ((pid = fork()) < 0) {
        printf("fork error\n");
        exit(1);
    } else if (pid == 0) { /* specify pathname, specify environment */
        if (execle("/home/tommy/bin/echoall", "echoall", "myarg1", "MY ARG2", (char*)0, env_init) < 0) {
            printf("execle error\n");
            exit(1);
        }
    }

    if (waitpid(pid, NULL, 0) < 0) {
        printf("wait error\n");
        exit(1);
    }

    if ((pid = fork()) < 0) {
        printf("fork error\n");
        exit(1);
    } else if (pid == 0) { /* specify filename, inherit environment */
        if (execlp("echoall", "echoall", "only 1 arg", (char*)0) < 0) {
            printf("execlp error");
            exit(1);
        }
    }

    exit(0);
}

我们首先调用execle，它需要一个路径名和一个指定的环境。下一个调用是execlp，它使用一个文件名并传入调用者的环境给新的程序。execlp 调用工作的唯一原因是目录/home/tommy/bin是其中一个当前路径前缀。还要注意我们把第一个参数，新程序的argv[0]，设置为路径名的文 件名部分。一些外壳把这个参数设置为完整的路径名。这只是一个协议。我们可以把arg[0]设置成任何我们喜欢的字符串。login命令在它执行外壳时就 是这样做的。在执行外壳前，login在arg[0]前加个一个连接符作为前缀，来指定这个程序是作为一个登录外壳被调用的。一个登录外壳将会执行启动 profile命令，而非登录的外壳不会。

程序echoall被前面的程序执行了两次。它是一个普通的程序，打印它所有的命令行参数和它的整个环境列表。下面是echoall的代码：

#include <stdio.h>

int
main(int argc, char *argv[])
{
    int i;
    char **ptr;
    extern char **environ;

    for (i = 0; i < argc; i++)  /* echo all command-line args */
        printf("argv[%d]: %s\n", i, argv[i]);

    for (ptr = environ; *ptr != 0; ptr++)   /* and all env strings */
        printf("%s\n", *ptr);

    exit(0);
}

运行结果：
$ ./a.out
argv[0]: echoall
argv[1]: myarg1
argv[2]: MY ARG2
USER=unknown
PATH=/tmp
$ argv[0]: echoall
argv[1]: only 1 arg
TERM=xterm
SHELL=/bin/bash
USER=tommy
PATH=/usr/lib/lightdm/lightdm:/usr/local/sbin:/usr/local/bin:/usr/sbin:/usr/bin:/sbin:/bin:/usr/games:/home/tommy/bin
………… 中间省略了N行。
XAUTHORITY=/home/tommy/.Xauthority
_=./a.out