fork,vfork,clone都是linux的系统调用，这三个函数分别调用了sys_fork、sys_vfork、sys_clone，最终都调用了do_fork函数，差别在于参数的传递和一些基本的准备工作不同，主要用来linux创建新的子进程或线程（vfork创造出来的是线程）。
进程的四要素：
（2）有自己的专用系统堆栈空间（私有财产）
（3）有进程控制块（task_struct）（“有身份证，PID”）
（4）有独立的存储空间。
缺少第四条的称为线程，如果完全没有用户空间称为内核线程，共享用户空间的称为用户线程。
一、fork()
fork()函数调用成功：返回两个值； 父进程：返回子进程的PID；子进程：返回0；
失败：返回-1；
fork 创造的子进程复制了父亲进程的资源（写时复制技术），包括内存的内容task_struct内容（2个进程的pid不同）。这里是资源的复制不是指针的复制。
说到fork()，就不得不说一个技术：（Copy-On-Write）写时复制技术。
盗用一张图，感觉描述的确实挺到位：
我们都知道fork创建进程的时候，并没有真正的copy内存（听着好像矛盾了，资源的赋值为什么有没有真正的赋值呢？），因为我们知道，对于fork来讲，有一个很讨厌的东西叫exec系列的系统调用，它会勾引子进程另起炉灶。如果创建子进程就要内存拷贝的的话，一执行exec，辛辛苦苦拷贝的内存又被完全放弃了。由于fork()后会产生一个和父进程完全相同的子进程，但子进程在此后多会exec系统调用，处于效率考虑，linux中引入了“写时复制技术-Copy-On-Write”。
换言之，在fork()之后exec之前两个进程用的是相同的物理空间（内存区），先把页表映射关系建立起来，并不真正将内存拷贝。子进程的代码段、数据段、堆栈都是指向父进程的物理空间，也就是说，两者的虚拟空间不同，但其对应的物理空间是同一个。当父进程中有更改相应段的行为发生时，如进程写访问，再为子进程相应的段分配物理空间，如果不是因为exec，内核会给子进程的数据段、堆栈段分配相应的物理空间（至此两者有各自的进程空间，互不影响），而代码段继续共享父进程的物理空间（两者的代码完全相同）。而如果是因为exec，由于两者执行的代码不同，子进程的代码段也会分配单独的物理空间。fork时子进程获得父进程数据空间、堆和栈的复制所以变量的地址（当然是虚拟地址）是一样的。
具体过程是这样的：fork子进程完全复制父进程的栈空间，也复制了页表，但没有复制物理页面，所以这时虚拟地址相同，物理地址也相同，但是会把父子共享的页面标记为“只读”，如果父子进程一直对这个页面是同一个页面，直到其中任何一个进程要对共享的页面“写操作”，这时内核会复制一个物理页面给这个进程使用，同时修改页表。而把原来的只读页面标记为“可写”，留给另外一个进程使用。这就是所谓的“写时复制”。
在理解上：可以认为fork后，这两个相同的虚拟地址指向的是不同的物理地址，这样方便理解父进程之间的独立性。
但实际上，l inux为了提高fork的效率，采用了copy-on-write技术，fork后，这两个虚拟地址实际上指向相同的物理地址。（内存页），只有任何一个进程试图修改这个虚拟地址里的内容前，两个虚拟地址才会指向不同的物理地址。新的物理地址的内容从源物理地址中复制得到。
问题：fork采用了这种写时复制的机制，那么fork出来子进程后，理论上子进程和父进程那个先调度呢（理论效率分析，个人觉得有一定的道理）？
fork之后内核一般会通过将子进程放在队列的前面，以让子进程先执行，因为很多情况下子进程要马上执行exec，会清空栈、堆，这些和父进程共享的空间，加载新的代码段。。这就避免了父进程“写时复制”拷贝共享页面的机会。如果父进程先调度很可能写共享页面，而子进程什么也没做，会产生“写时复制”的无用功。所以，一般子进程先调度。避免因无意义的复制而造成效率的下降。
下面来看一个例子：
- #include"stdio.h"
- int main()
- {
- int count = 1;
- int child;
- if(0== fork()) //子进程成功返回0；
- { //开始创建子进程
- printf("This is son, his count is: %d. and his pid is: %d\n", ++count, getpid());//子进程的内容
- }
- else
- {
- printf("This is father, his count is: %d, his pid is: %d\n", count, getpid());
- }
- }
运行结果：
其次，我们看到子进程和父进程直接 没有互相干扰 ，明显2者 资源都独立 了。我们看下面程序
- #include"stdio.h"
- int main() {
- int count = 1;
- int child;
- int i;
- if(!(child = fork()))
- {
- for(i = 0; i <20; i++)
- {
- printf("This is son, his count is: %d. and his pid is: %d\n", i, getpid());
- }
- }
- else
- {
- for(i=0;i<20;i++)
- printf("This is father, his count is: %d, his pid is: %d\n", count, getpid());
- }
- }
运行结果：
二、vfork()
vfork是一个过时的应用，vfork也是创建一个子进程，但是子进程共享父进程的空间。在vfork创建子进程之后，父进程阻塞，直到子进程执行了exec()或者exit()。vfork最初是因为fork没有实现COW机制，而很多情况下fork之后会紧接着exec，而exec的执行相当于之前fork复制的空间全部变成了无用功，所以设计了vfork。而现在fork使用了COW机制，唯一的代价仅仅是复制父进程页表的代价，所以vfork不应该出现在新的代码之中。
vfork创建出来的不是真正意义上的进程，而是一个线程，因为它缺少经常要素（4），独立的内存资源，看下面的程序：
- #include "stdio.h"
- int main() {
- int count = 1;
- int child;
- printf("Before create son, the father's count is:%d\n", count);
- if(!(child = vfork()))
- {
- printf("This is son, his pid is: %d and the count is: %d\n", getpid(), ++count);
- exit(1);
- }
- else
- {
- printf("After son, This is father, his pid is: %d and the count is: %d, and the child is: %d\n", getpid(), count, child);
- }
- }
运行结果：
从运行结果可以看到vfork创建出的子进程（线程）共享了父进程的count变量，这一次是指针复制，2者的指针指向了同一个内存，所以子进程修改了count变量，父进程的 count变量同样受到了影响。
另外由vfork创建的子进程要先于父进程执行，子进程执行时，父进程处于挂起状态，子进程执行完，唤醒父进程。除非子进程exit或者execve才会唤起父进程，看下面程序：
- #include "stdio.h"
- int main()
- {
- int count = 1;
- int child;
- printf("Before create son, the father's count is:%d\n", count);
- if(!(child = vfork()))
- {
- int i;
- for(i = 0; i < 100; i++)
- {
- printf("This is son, The i is: %d\n", i);
- count++;
- if(i == 20)
- {
- printf("This is son, his pid is: %d and the count is: %d\n", getpid(), ++count);
- exit(1);
- }
- }
- }
- else
- {
- printf("After son, This is father, his pid is: %d and the count is: %d, and the child is: %d\n", getpid(), count, child);
- }
- }
运行结果：
3.clone
clone是Linux为创建线程设计的（虽然也可以用clone创建进程）。所以可以说clone是fork的升级版本，不仅可以创建进程或者线程，还可以指定创建新的命名空间（namespace）、有选择的继承父进程的内存、甚至可以将创建出来的进程变成父进程的兄弟进程等等。
clone函数功能强大，带了众多参数，它提供了一个非常灵活自由的常见进程的方法。因此由他创建的进程要比前面2种方法要复杂。clone可以让你有选择性的继承父进程的资源，你可以选择想vfork一样和父进程共享一个虚存空间，从而使创造的是线程，你也可以不和父进程共享，你甚至可以选择创造出来的进程和父进程不再是父子关系，而是兄弟关系。先有必要说下这个函数的结构：
int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack, int flags, void *arg);fn为函数指针 ，此指针指向一个函数体，即想要创建进程的静态程序（我们知道进程的4要素，这个就是指向程序的指针，就是所谓的“剧本", ）；
child_stack 为给子进程分配系统堆栈的指针（在linux下系统堆栈空间是2页面，就是8K的内存，其中在这块内存中，低地址上放入了值，这个值就是进程控制块task_struct的值）；
arg 就是传给子进程的参数一般为（0）；
flags 为要复制资源的标志，描述你需要从父进程继承那些资源（是资源复制还是共享，在这里设置参数：
下面是flags可以取的值
标志 含义
CLONE_PARENT 创建的子进程的父进程是调用者的父进程，新进程与创建它的进程成了“兄弟”而不是“父子”
CLONE_FS 子进程与父进程共享相同的文件系统，包括root、当前目录、umask
CLONE_FILES 子进程与父进程共享相同的文件描述符（file descriptor）表
CLONE_NEWNS 在新的namespace启动子进程，namespace描述了进程的文件hierarchy
CLONE_SIGHAND 子进程与父进程共享相同的信号处理（signal handler）表
CLONE_PTRACE 若父进程被trace，子进程也被trace
CLONE_VFORK 父进程被挂起，直至子进程释放虚拟内存资源
CLONE_VM 子进程与父进程运行于相同的内存空间
CLONE_PID 子进程在创建时PID与父进程一致
CLONE_THREAD Linux 2.4中增加以支持POSIX线程标准，子进程与父进程共享相同的线程群
下面的例子是创建一个线程（子进程共享了父进程虚存空间，没有自己独立的虚存空间不能称其为进程）。父进程被挂起当子线程释放虚存资源后再继续执行。
- #include <stdio.h>
- #include <stdlib.h>
- #include <pthread.h>
- #include <sched.h>
- #define FIBER_STACK 8192
- int a;
- voidvoid * stack;
- int do_something(){
- a=10;
- printf("This is son, the pid is:%d, the a is: %d\n", getpid(), a);
- free(stack);
- exit(1);
- }
- int main() {
- voidvoid * stack;
- a = 1;
- stack = malloc(FIBER_STACK);//为子进程申请系统堆栈
- if(!stack) {
- printf("The stack failed\n");
- exit(0);
- }
- printf("creating son thread!!!\n");
- clone(&do_something, (charchar *)stack + FIBER_STACK, CLONE_VM|CLONE_VFORK, 0);//创建子线程
- printf("This is father, my pid is: %d, the a is: %d\n", getpid(), a);
- exit(1);
- }
运行的结果：
son的PID：10692；
father的PID：10691；
parent和son中的a都为10；所以证明他们公用了一份变量a，是指针的复制，而不是值的复制。
问题：clone和fork的区别：
（1） clone和fork的调用方式很不相同，clone调用需要传入一个函数，该函数在子进程中执行。
（2）clone和fork最大不同在于clone不再复制父进程的栈空间，而是自己创建一个新的。 （void *child_stack,）也就是第二个参数，需要分配栈指针的空间大小，所以它不再是继承或者复制，而是全新的创造。
博客资料参考：
http://blog.csdn.net/xy010902100449/article/details/44851453
http://www.cnblogs.com/blankqdb/archive/2012/08/23/2652386.html
http://blog.chinaunix.net/uid-24774106-id-3361500.html
http://www.linuxidc.com/Linux/2015-03/114888.htm
http://igaozh.iteye.com/blog/1677969
http://blog.chinaunix.net/uid-24410388-id-195503.html
http://blog.chinaunix.net/uid-18921523-id-265538.html
http://blog.csdn.net/wdjhzw/article/details/25614969
感谢各位博主的分享！