Unix的進程創建很特別。許多其他的操作系統都提供了產生進程的機制，首先在新的地址空間創建進程，讀入可執行的文件，最後開始執行。Unix採用了與衆不同的實現方式，它把上述步驟分解到兩個單獨的函數中去執行：fork()和exec()。（這裏的exec是指exec一族的函數，內核實現了execve函數，在此基礎上還實現了execlp、execle、execv和execvp等）。首先fork通過拷貝當前進程創建一個子進程。子進程與父進程的區別僅僅在於PID（每個進程是唯一的）、PPID（父進程的進程號，子進程將其設置爲被拷貝進程的PID）和某些資源和統計量（例如，掛起的信號，它沒有必要被繼承）。exec函數負責讀取可執行文件並將其載入地址空間開始運行。
上面我們先簡單的述說了linux內核產生進程的機制，在述說寫時拷貝技術之前，下面我們先詳細說明下fork和exec都做了哪些事情：
或許許多朋友可能對fork和exec的調用比較模糊的，學過c語言的都知道，Linux下某個進程的地址空間分爲：代碼段、數據段、堆空間和棧空間。代碼段是用來存放運行的代碼的，數據段是用來存放全局變量的和static變量，堆空間是進程調用malloc分配地址空間的，棧是用來存放程序的臨時變量的。
fork（）函數：
linux通過clone系統調用實現fork。這個調用通過一系列的參數標誌來指明父、子進程需要共享的資源。fork和vfork和__clone庫函數都是根據各自需要的參數標誌去調用clone，然後clone去調用do_fork：
do_fork完成了創建中的大部分工作，它定義在kernel/fork.c文件中。該函數調用copy_process函數，然後讓進程開始運行。copy_process函數完成的工作如下：
（1）調用dup_task_struct爲新進程創建一個內核棧、thread_info結構和task_struct，這些值與當前進程的值相同。此時，子進程和父進程的描述符完全相同。
（2）檢查並確保新創建這個子進程後，當前用戶所擁有的進程數目沒有超出給它分配的資源的限制
（3）子進程着手使自己與父進程區別開來。進程描述符內的許多成員都要被清0或設爲初始值。那些不是繼承而來的進程描述符成員，主要是統計信息。task_struct中的大多數數據都依然未被修改
（4）子進程的狀態設置爲TASK_UNINTERRUPTIBLE，以保證它不會投入運行
（5）copy_process調用copy_flag以更新task_struct的flags成員。表明進程是否擁有超級用戶權限的PF_SUPERPRIV標誌被清0.表用進程還沒有調用exec函數PF_FORKNOEXEC標誌被設置
（6）調用alloc_pid爲新進程分配一個有效的PID
（7）根據傳遞給clone的參數標誌，copy_process拷貝或共享打開的文件、文件系統信息、信號處理函數、進程地址空間和命名空間等。在一般情況下，這些資源會被給定進程的所有進程共享；否則，這些資源對每個進程是不同的，因此被拷貝到這裏。
（8）最後，copy_process做掃尾工作並返回一個指向子進程的指針。
再回到do_fork函數，如果copy_process函數成功返回，新創建的子進程被喚醒並讓其投入運行。內核有意選擇子進程首先執行。因爲一般子進程都會馬上調用exec函數，這樣可以避免寫時拷貝的額外開銷，如果父進程首先執行的話，有可能會開始向地址空間寫入（這個相關內容後續會進一步說明）
exec( )函數：
exec函數在當前進程的上下文中加載並運行一個新的程序，只有在出錯的情況下exec 函數纔會返回到調用程序中，所以與fork函數調用一次返回兩次不同，exec調用一次並從不返回。
exec( )執行過程：
1）刪除當前進程虛擬地址空間的用戶部門已經存在的區域結構。
2）加載可執行文件，用可執行文件中的內容覆蓋當前進程地址空間相應區域
3）設置程序計數器即eip中的值，使它指向新的代碼區的入口點，調用啓動代碼，啓動代碼設置棧，控制傳給新程序的主函數
其中加載可執行文件的執行過程如下：
1)啓動加載器，加載器刪除子進程現有的虛擬地址段
2)加載器根據可執行目標文件中的段頭部表信息，創建一組新的代碼段、數據段、堆段和棧段。新的堆、棧段初始化爲零。代碼段和數據段映射爲可執行文件的代碼段和數據段。
3）根據可執行文件
ELF 中的.interp段查找動態鏈接器ld.so的路徑名，動態鏈接器實際上也是一個共享對象，加載器同樣通過映射的方式將它加載到進程的地址空間。然後把控制權交給動態鏈接器的入口地址（與可執行文件一樣，共享對象也有入口地址），當動態鏈接器得到控制權後，進行一系列初始化操作，然後根據可執行文件ELF中.dynamic段，這個段裏保存了動態鏈接器所需要的相關信息，比如依賴於哪些共享對象（例如libc.so）、動態鏈接符號表位置、動態鏈接重定位表的位置、共享對象初始化代碼的地址等信息，根據它們查找和加載可執行文件所依賴的共享對象，並映射到進程地址空間的共享區域中。
4）當所有動態鏈接工作完成以後，動態連接器會將控制權交給可執行文件的入口地址，即跳轉到可執行文件的_start 啓動代碼並調用新程序中的main函數開始執行。
task_struct進程控制塊，ELF文件格式與進程地址空間的聯繫：
task_struct進程控制塊中的mm字段所指向的mm_struct結構描述了進程地址空間的信息，包括代碼段、數據段、堆段、棧段所在地址空間裏的起始和結束地址等信息。
ELF文件格式中的
ELF頭部、段頭部表、.init、.text、.rodata段對應進程地址空間中的代碼段，在加載可執行文件時，會把它們映射到進程地址空間中的代碼段區域。
ELF文件格式中的
.data、.bss段 對應 進程地址空間中的 數據段，在加載可執行文件時，會把它們映射到進程地址空間的數據段區域。
講完exec的執行過程大家可能就更容易理解了，一個進程一旦調用exec類函數，它本身就“死亡”了，系統把代碼段替換成新的程序的代碼，廢棄原有的數據段和堆棧段，併爲新程序分配新的數據段和堆棧段，唯一留下的，就是進程號，也就是說，對系統而言，還是同一個進程，不過已經是另外一個程序了
COW技術：
在Linux程序中，fork（）會產生一個和父進程完全相同的子進程，但子進程在此後多會exec系統調用，出於效率考慮，linux中引入了“寫時複製“技術，也就是隻有進程空間的各段的內容要發生變化時，纔會將父進程的內容複製一份給子進程。
那麼子進程的物理空間沒有代碼，怎麼去取指令執行exec系統調用呢？
在fork之後exec之前兩個進程用的是相同的物理空間（內存區），子進程的代碼段、數據段、堆棧都是指向父進程的物理空間，也就是說，兩者的虛擬空間不同，但其對應的物理空間是同一個。當父子進程中有更改相應段的行爲發生時，再爲子進程相應的段分配物理空間，如果不是因爲exec，內核會給子進程的數據段、堆棧段分配相應的物理空間（至此兩者有各自的進程空間，互不影響），而代碼段繼續共享父進程的物理空間（兩者的代碼完全相同）。而如果是因爲exec，由於兩者執行的代碼不同，子進程的代碼段也會分配單獨的物理空間（exec相關內容請參考上面）。
還有個細節問題就是，fork之後內核會通過將子進程放在隊列的前面，以讓子進程先執行，以免父進程執行導致寫時複製，而後子進程執行exec系統調用，因無意義的複製而造成效率的下降。（因爲如果讓父進程先執行的話，那麼會進行寫時拷貝，也就是爲子進程分配了相應的數據段、堆棧段的物理空間，如果再執行exec的話，又會爲新的程序分配新的數據段、堆棧段等，這樣fork函數的執行效率就會降低）
爲了節約物理內存，在調用fork生成新進程時，新進程與原進程會共享同一內存區。只有當其中一進程進行寫操作時，系統纔會爲其另外分配內存頁面。這就是寫時拷貝（copy on write）的概念的引出。
當進程A使用系統調用fork創建一個子進程B時，由於子進程B實際上是父進程A的一個拷貝，因此會擁有與父進程相同的物理頁面。也即爲了達到節約內存和加快創建速度的目標，fork函數會讓子進程B以只讀的方式共享父進程A的物理頁面。同時將父進程A對這些物理頁面的訪問權限也設置成只讀。這樣一來當父進程A或者子進程B任何一方對這些以共享的物理頁面執行寫操作時，都會產生頁面出錯異常中斷，此時cpu會執行系統提供的異常處理函數do_wp_page來試圖解決這個異常。
do_wp_page會對這塊導致寫入異常中斷的物理頁面進行取消共享操作（使用un_up_page），爲寫進程複製一新的物理頁面，使父進程A和子進程B各自擁有一塊內容相同的物理頁面。這時才真正地執行了複製操作（只複製這一塊物理頁面）。並且將要執行寫入操作的這塊物理頁面標記成可以寫訪問的。最後從異常處理函數中返回，cpu就會重新執行剛纔導致異常的寫入操作指令，使進程能夠繼續執行下去