UNIX环境高级编程(3) 第八章

8 进程控制

8.1 引言

8.2 进程标识

#include <unistd.h>
    pid_t getpid(void);
        return: 调用进程的进程ID

    pid_t getppid(void);
        return: 父进程ID

    uid_t getuid(void);
        return: 实际用户ID

    uid_t geteuid(void);
        return: 有效用户ID

    gid_t getgid(void);
        return: 实际组ID

    gid_t getegid(void);
        return: 有效组ID

    上函数都没有出错返回。

    pid_t fork(void);
        return: 子进程返回0，父进程返回子进程ID(>0),error: -1
    创建一个新进程（子进程）

8.3 函数fork

#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
返回值：子进程返回0，父进程返回子进程ID，若出错，返回-1.

生成当前进程的一个相同副本，该副本称之为”子进程”。原进程的所有资源都以适当的方式复制到子进程，因此执行了该系统调用之后，原来的进程就有了2个独立的实例，包括

  1) 同一组打开文件
  2) 同样的工作目录
  3) 内存中同样的数据(2个进程各有一个副本)

如果父进程和子进程写同一描述符指向的文件，但有没有任何形式的同步，那么它们的输出就会出现混乱。虽然这种情况可能会发生，但这并是常用的操作模式。在fork之后处理文件描述符有以下两种常见的情形：

a，父进程等待子进程完成。在这情况下，父进程无需对其描述符做任何处理。当子进程终止后，他曾进行过读、写操作的任一共享描述符的文件偏移量做了相应更新。
b，父进程和子进程各自执行不同的程序段。这种情况下，在fork之后，父进程和子进程各自关闭它们不需要使用的文件描述符，这样就不会干扰对方使用的文件描述符。是网络服务进程常用的方法。

除了打开文件之外，父进程的很多其他属性也由子进程继承，包括：

• 实际用户ID、实际组ID、有效用户ID、有效组ID。
• 附属组ID
• 进程组ID
• 会话ID
• 控制终端
• 设置用户ID标志和设置组ID标志
• 当前工作目录
• 根目录
• 文件模式创建屏蔽字
• 信号屏蔽和安排
• 对任一打开文件描述符的执行时关闭（close-on-exec）标志
• 环境
• 连接的共享储存段
• 储存映像
• 资源限制

父进程和子进程之间的区别在于：

• fork的返回值不同。
• 进程ID不同
• 这两个进程的父进程ID不同：子进程的父进程ID是创建它的进程ID，而父进程的ID则不变。
• 子进程的tms_utime、tms_stime、tms_cutime和tms_ustime的值设置为0.
• 子进程不继承父进程设置的文件锁。
• 子进程的未处理闹钟被清除。
• 子进程的未处理信号集设置为空集。

fork函数被调用一次，返回两次。子进程中返回值是0，父进程中返回值是子进程的pid

子进程是父进程的副本，子进程获得父进程的数据空间、堆和栈的副本。注意，在是子进程拥有的副本。父子进程并不共享这些存储空间部分。父子进程共享正文段。

由于在fork之后经常跟随着exec，所以现在的很多实现并不执行一个父进程数据段、堆和栈的完全副本。作为替代，使用了写时复制技术。

4种平台都支持的变体：vfork；Linux的变体：clone系统调用，允许调用者控制哪些部分由父子进程共享。

fork之后是父进程先执行还是子进程先执行是不确定的

父进程中的所有打开文件描述符都被复制到子进程中，父子进程为每个相同的打开描述符共享一个文件表项，故共享同一文件偏移量。如果父子进程写同一描述符执行的文件，又没有任何形式的同步，那么它们的输出就会混合。
在fork之后处理文件描述符有以下两种常见的情况：

• 父进程等待子进程完成。这种情况下，父进程无需对其描述符做任何处理。
• 父进程和子进程各自执行不同的程序段。这种情况下，fork之后，父子进程各自它们不需要使用的文件描述符。

strlen和sizeof的区别：前者不包括null字节，一次函数调用；后者包括null字节，编译时计算

除了文件描述符之外，父进程的很多其他属性也由子进程继承，包括：
实际用户ID、实际组ID、有效用户ID、有效组ID

附属组ID
进程组ID
会话ID
控制终端
SUID和SGID标志（stat结构的st_mode成员）
当前工作目录
根目录
文件模式创建屏蔽字umask
信号屏蔽和处理
对任一打开文件描述符的执行时关闭（close-on-exec）标志
环境
连接的共享存储段
存储映像
资源限制
是否继承nice值由具体实现自行决定

父进程和子进程之间的区别具体如下：

1, fork的返回值不同
2, pid不同
3, 这两个进程的父进程不同
4, 子进程的tms_utime、tms_stime、tms_cutime和tms_ustime的值设置为0
5, 子进程不继承父进程设置的文件锁
6, 子进程的未处理闹钟被清除
7, 子进程的未处理信号集设置为空集

fork失败的两个主要原因：

1, 系统中已经有了太多的进程
2, 该实际用户ID的进程总数超过了系统限制

fork有以下两种用法：

1) 一个父进程希望复制自己，使父进程和子进程同时执行不同的代码段。这在网络服务器中是常见的。
2) 一个进程要执行一个不同的程序。这对shell是常见的情况。某些系统将fork+exec组合成一个操作spawn

vfork和fork函数的区别：
* vfork函数用于创建一个新进程，而该新进程的目的是exec一个新程序，故不将父进程的地址空间完全复制到子进程中，因为子进程会立即调用exec（或exit），于是也就不会引用该地址空间。不管在子进程调用exec或exit之前，它在父进程的空间中运行。
* 另一个区别是vfork保证子进程先运行，在它调用exec或exit之后父进程才可能被调度运行。故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。

8.5 函数exit

5种正常终止方式：

1，从main中执行return，等效于调用exit
2，调用exit函数，调用各终止处理程序，关闭标准I/O流，最后调用_exit函数
3，调用_exit或_Exit
4，进程的最后一个线程在其启动例程执行return语句，该进程以终止状态0返回
5，进程的最后一个线程调用pthread_exit，进程终止状态总是0

3种异常终止方式：

1，调用abort，它产生SIGABRT信号
2，当进程接收到某些信号时，信号可由进程自身（如调用abort函数）、其他进程或内核产生
3，最后一个线程对“取消”请求做出响应

不管进程如何终止，最后都会执行内核中的同一段代码。这段代码为相应的进程关闭所有打开描述符，释放它所使用的存储器等。
注意：“退出状态”（3个exit函数的参数或main的返回值）区别于“终止状态”。在最后调用_exit时，内核将退出状态转换为终止状态。

• 如果父进程在子进程之前终止，则称子进程为孤儿进程。子进程 ppid变为1，称这些进程由init进程收养。一个init进程收养的进程终止时，init会调用一个wait函数取得其终止状态，防止它成为僵尸进程。
• 如果子进程在父进程之前终止，内核为每个终止子进程保存了一定量的信息，至少包括pid、该进程的终止状态以及该进程使用的CPU时间总量。内核可以释放终止进程所使用的所有存储区，关闭其所有打开文件。在Unix术语中，一个已经终止、但其父进程尚未对其进行善后处理（获取终止子进程的有关信息、释放它仍占用的资源）的进程被称为僵尸进程zombie/defunct。

8.6 函数wait和waitpid

#include <sys/wait.h>
    pid_t wait(int *statloc);
    pit_t waitpid(pid_t pid, int statloc, int options);
        return: 进程ID，error: 0 or -1

• 调用wait或waitpid的进程可能：
  

  如果其所有子进程都还在运行，则阻塞
  如果一个子进程终止，正等待其父进程获取其终止状态，则取得该子进程的终止状态立即返回
  如果它没有任何子进程，则立即出错返回

• 如果进程由于收到SIGCHLD信号而调用wait，我们期望wait会立即返回。
• wait与waitpid的区别
  waitpid有一选项，可使调用者不阻塞
  waitpid可以控制它所等待的进程

• 若statloc不是NULL，则终止进程的终止状态就存放在它所指向的单元内。该整型状态字由实现定义，其中某些位表示退出状态（正常返回），其他位则指示信号编号（异常返回），有一位指示是否产生了core文件。

• waitpid函数中的pid参数的解释：
  pid == -1，等待任一子进程，等价于wait函数
  pid > 0，等待pid等于该值的子进程
  pid == 0，等待组ID等于调用进程组ID的任一子进程
  pid < 0，等待组ID等于pid绝对值的任一子进程

• waitpid函数中的options参数：WNOHANG（不阻塞）、WCONTINUED、WUNTRACED
• 如果一个进程fork一个子进程，但不要它等待子进程终止，也不希望子进程处于僵尸状态直到父进程终止，实现这一要求的诀窍是调用fork两次。

#include <sys/wait.h>
    int waitid(idtype_t idtype, id_t id, siginfo_t *infop, int options);
        return: 0, error: -1
* idtype参数：P_PID、P_PGID、P_ALL
* options参数：WEXITED、WNOHANG...
* infop参数是指向siginfo结构的指针

8.8 函数wait3、wait4

    #include <sys/types.h>
    #include <sys/wait.h>
    #include <sys/time.h>
    #include <sys/resource.h>
    pid_t wait3(int *statloc, int options, struct rusage *rusage);
    pit_t wait4(pid_t pid, int *statloc, int options, struct rusage *rusage);
        Both return: 进程ID， error: -1

• 允许内核返回由终止进程及其所有子进程使用的资源概况，包括用户CPU时间总量、系统CPU时间总量、缺页次数、接收到信号的次数等。 man 2 getrusage

8.9 竞争条件

当多个进程都企图对共享数据进行某种处理，而最后的结果又取决于进程运行的顺序时，则发生了竞争条件。fork函数是竞争条件活跃的滋生地。

8.10 函数exec

一个可执行的二进制文件来加载另一个应用程序，来”代替”当前运行的进程，即加载了一个新的进程。因为exec并不创建新进程，所以必须首先使用fork复制一个旧的程序，然后调用exec在系统上创建另一个应用程序

总体来说：fork负责产生空间、exec负责载入实际的需要执行的程序函数exec

当进程调用exec函数时，该进程执行的程序完全替换为新程序，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只是用磁盘上的一个新程序替换了当前

进程的正文段、数据段、堆段和栈段。

7种不同的exec函数使UNIX系统进程控制原句更加完善。用fork可以创建新进程，用exec可以初始执行新的程序。exit函数和wait函数处理终止和等待终止。这些是基本的进程控制原语。后面会有由原语构造的
popen和system之类的函数。

#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[]);
    int fexecve(int fd, char *const argv[], char *const envp[]);
        All seven return: −1 on error, no return on success

• l表示列表list，新程序的每个命令行参数都是一个单独的参数，空指针结尾
• v表示矢量vector，指针数组
• e代表传递一个指向环境字符串指针数组的指针
• p代表使用调用进程中的environ变量为新程序复制现有的环境

• 在执行exec后，pid没有改变。但新程序从调用进程继承了下列属性：

  • pid和ppid
  • 实际用户ID和实际组ID
  • 附属组ID
  • 进程组ID
  • 会话ID
  • 控制终端
  • 闹钟尚余留的时间
  • 当前工作目录
  • 根目录
  • 文件模式创建屏蔽字umask
  • 文件锁
  • 进程信号屏蔽
  • 未处理信号
  • 资源限制
  • nice值
  • tms_utime、tms_stime、tms_cutime、tms_cstim

  对打开文件的处理：若文件描述符的执行时关闭（close-on-exec，默认通过fcntl设置）标志被设置（默认没有设置），则在执行exec时关闭该描述符；否则仍保持打开。POSIX.1明确要求在exec时关闭打开目录流。

8.11 更改用户ID和更改组ID

#include <unistd.h>
    int setuid(uid_t uid);
    int setgid(gid_t gid);
        return: 0; error:-1

• 关于谁能更改ID的若干规则（这里讨论更改用户ID的规则，同样适用于组ID）
• 实际用户ID ruid、有效用户ID euid、保存的设置用户ID sSUID。假定_POSIX_SAVED_IDS为真
  若进程具有root特权，则setuid函数将ruid、euid和sSUID设置为参数uid的值
  若进程没有root特权，但uid等于ruid或sSUID，则setuid函数只将euid设置为uid
  如果上面两个条件都不满足，则errno设置为EPERM，并返回-1
• 关于内核所维护的3个用户ID，还有注意以下几点：
  
  • 只有root进程可以更改ruid。通常，ruid是在用户登录时，由login程序设置的，而且决不会改变它。
  • 仅当对程序文件设置了SUID位，exec函数才设置euid。没有设置SUID位，则euid = ruid。
  • sSUID是由exec复制euid而得到的。

#include <unistd.h>
    int setreuid(uid_t ruid, uid_t euid);
    int setregid(gid_t rgid, gid_t egid);
        return: 0, error: -1

• 交换实际用户ID和有效用户ID的值,如若其中任一参数的值为-1，则表示相应的ID应当保持不变。
• 规则：一个非root用户总能交换ruid和euid，这就允许一个设置了SUID的程序交换成普通用户权限后，可以再次交换会SUID权限

#include <unistd.h>
    int seteuid(uid_t uid);
    int setegid(gid_t gid);
        Both return: 0 if OK, −1 on error

• 对于非root用户，可将euid设置为其ruid或sSUID；这与setuid函数一样
• 对于root用户，可将其euid设置为uid，而ruid、sSUID保持不变
• 组ID：上面所说的一切都以类似方式适用于各个组ID。附属组ID不受setgid、setregid、setegid函数的影响。

8.12 解释器文件

现今UNIX系统都支持解释器文件（interpreter file），它是一种文本文件，起始行形式是：
#! pathname[optinal-argument]
shell脚本中常见的行开始：#! /bin/sh

上面pathname是绝对路径名，对它不进行特殊处理，对此文件的识别是由内核作为exec系统调用处理的一部分完成的。所以真正执行文件的是exec函数进程，而不是解释器文件。

解释器是pathname指定的。

8.13 函数system

#include <stdlib.h>
    int system(const char *cmdstring);
        Returns: (see below)

如果cmdstring是一个空指针，则仅当命令处理程序可用时，system返回非0值，这一特征可以确定给定的操作系统上是否支持system函数。在UNIX中，system总是可用的。

因为system在其实现中调用了fork、exec和waitpid，所以有3种返回值：

1. fork失败或者waitpid返回除EINTR之外的出错，则system返回-1，并且设置errno以指示错误类型。
2. 如果exec失败（表示不能执行shell），则其返回值如同shell执行了exit(127)一样。
3. 否则所有3个函数（fork、exec和waitpid）都成功，那么system的返回值是shell的终止状态，其格式已在waitpid中说明。

8.14 进程会计

• accton命令启用会计处理；在Linux中，该文件是/var/account/pacct

#include <sys/acct.h>
typedef u_short comp_t; /* 3-bit base 8 exponent; 13-bit fraction */
struct acct
{
 char ac_flag; /* flag (see Figure 8.26) */
 char ac_stat; /* termination status (signal & core flag only) */
 /* (Solaris only) */
 uid_t ac_uid; /* real user ID */
 gid_t ac_gid; /* real group ID */
 dev_t ac_tty; /* controlling terminal */
 time_t ac_btime; /* starting calendar time */
 comp_t ac_utime; /* user CPU time */
 comp_t ac_stime; /* system CPU time */
 comp_t ac_etime; /* elapsed time */
 comp_t ac_mem; /* average memory usage */
 comp_t ac_io; /* bytes transferred (by read and write) */
 /* "blocks" on BSD systems */
 comp_t ac_rw; /* blocks read or written */
 /* (not present on BSD systems) */
 char ac_comm[8]; /* command name: [8] for Solaris, */
 /* [10] for Mac OS X, [16] for FreeBSD, and */
 /* [17] for Linux */
};

大多数UNIX系统提供了一个选项一进行进程会计（process accounting）处理。启用该选项后，没当进程结束时内核就写一个会计记录。典型的会计记录包含总量较小的二进制数据，一般包括命令名、所使用的的CPU时间总量、用户ID和组ID、启动时间等。

会计记录所需的各个数据（各CPU时间、传输的字符数等）都有内核保安在进程表中，并在一个新进程被创建是初始化（如fork之后再子进程中）。进程终止时写一个会计记录。这产生两个后果：

1, 我们不能获取永远不终止的进程的会计记录。像init这样的内核守护进程。
2, 在会计文件中记录的顺序对应于进程终止的顺序，而不是他们启动的顺序。

会计记录对应于进程而不是程序。在fork之后，内核位子进程初始化一个记录，而不是在一个新进程被执行时初始化。虽然exec并不创建一个新的会计记录，但相应记录中的命令名改变了，AFORK标志则被清除。这意味着，如果一个进程顺序执行了3个程序（A exec B、B exec C，最后是C exit），只会写一个会计记录。在该记录中命令名对应于程序C，但CPU时间是程序A、B和C之和。

8.15 用户标识

• 获取登陆名

#include <unistd.h>
    char *getlogin(void);
    Returns: pointer to string giving login name if OK, NULL on error

• 如果调用此函数的进程没有连接到用户登陆时所用的终端，则函数会失败。通常称这些进程为守护进程。

8.16 进程调度

• 进程通过调整nice值选择以更低优先级运行。只有特权进程允许提高调度权限。
• nice值的范围在0~（2*NZERO）-1之间，NZERO为系统默认的nice值。nice值越小，优先级越高

#include <unistd.h>
    int nice(int incr);
        Returns: new nice value − NZERO if OK, −1 on error

#include <sys/resource.h>
    int getpriority(int which, id_t who);
        Returns: nice value between −NZERO and NZERO−1 if OK, −1 on error

#include <sys/resource.h>
    int setpriority(int which, id_t who, int value);
        Returns: 0 if OK, −1 on error

8.17 进程时间

我们可以度量的3个时间：

1，墙上时钟时间；
2，用户CPU时间；
3，系统CPU时间。

#include <sys/times.h>
    clock_t times(struct tms *buf );
        Returns: elapsed wall clock time in clock ticks if OK, −1 on error
struct tms {
 clock_t tms_utime; /* user CPU time */
 clock_t tms_stime; /* system CPU time */
 clock_t tms_cutime; /* user CPU time, terminated children */
 clock_t tms_cstime; /* system CPU time, terminated children */
};

上结构没有包含墙上时钟时间，times函数返回墙上时钟时间作为其函数值。此值相对于过去的某一时刻度量的。前后使用相减就是时间差。