APUE第8章 进程控制

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CIC Oct 25, 2018

进程标识

进程标识pid是由一个唯一的非负整数表示的。

  1. ID为0的进程一般是调度进程，通常被称为交换进程（swapper），是内核的一部分
  2. 进程ID为1的一般是init进程，负责在自举内核后，启动一个UNIX系统。init是一个普通用户进程，但是它以超级用户特权运行。
  3. ID为2是页守护进程（page daemon），负责支持虚拟存储系统的分页操作。

以下列出一些相关函数：

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#include <unistd.h>
pid_t getpid(void);//返回调用进程的ID
pid_t getppid(void);//返回调用进程的父进程ID
uid_t getuid(void);//返回进程的实际用户ID
uid_t geteuid(void);//返回调用进程的有效用户ID
gid_t getgid(void);//返回进程的实际组ID
gid_t getedig(void);//返回进程的有效组ID
//实际组标识用户是谁
//而有效组用于权限检查

fork函数

函数原型如下

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#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
//创建子进程，子进程返回0，父进程返回子进程ID
  1. 创建子进程后，子进程是父进程的副本，他们拥有同样的数据空间和堆栈（注意不是共享），共享的只有程序的正文段
  2. 书中提到了sizeof和strlen作用于字符串的时候差别，一般而言sizeof会计算空字符串，比strlen多1。而如果是字符常量的话，sizeof一般在编译的时候就计算出了结果，strlen则在调用的时候才计算，所以sizeof有时候快一些。
  3. fork的子进程会复制父进程的文件描述符，所以当父进程的标准输入输出被重定向的时候，子进程的标准输入输出都会被重定向。
  4. 子进程不会继承父进程设置的文件锁，子进程的未处理闹钟会被清除，子进程的未处理信号集会被设置为空集
  5. fork+exec组合成一个操作称为spawn

fork失败的可能原因

  1. 系统中有太多的进程
  2. 该实际用户ID的进程总数超过了系统限制

fork的应用场景

  1. 父进程希望复制自己，然后父子进程执行不同代码段，在网络服务进程中很常见。
  2. shell进程，fork后exec命令

vfork函数

返回值与fork相同，不同之处如下：

  1. vfork也会创建新的进程，不过该进程的目的是exec一个新程序，所以vfork不会让子进程完全复制父进程的地址空间，在子进程调用exec或者exit之前，会在父进程的空间中运行，这时候如果子进程修改数据，就会影响到父进程。
  2. 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。当然如果子进程调用这两个函数之前依赖于父进程的进一步操作，会导致死锁。（复习下死锁的四个必要条件：互斥条件、占有且等待、不可抢占、循环条件）

exit函数

exit和_exit、_Exit的区别在于exit函数会调用终止处理程序（atexit注册的终止处理程序）和检查打开的文件并且调用用户空间的标准I/O清理程序(如fclose)，而_exit和_Exit两个函数不进行这些处理，直接返回到内核处理。

atexit函数

atexit的声明如下

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int atexit(void (*func)(void));

传入的函数要求返回值和参数均为空，同一个函数被登记多次，也一样会执行多次，执行顺序和登记顺序相反。

正常终止情况

  1. main函数内调用return语句
  2. 调用exit函数
  3. 调用_exit或_Exit函数
  4. 进程的最后一个线程再其启动历程处返回时。此时返回值并不取决于线程返回值，而是0
  5. 进程的最后一个线程调用pthread_exit的时候，返回值同样不起作用，返回0

异常的终止情况

  1. 调用abort
  2. 进程接收到某些信号的时候
  3. 最后一个线程对“取消”请求作出响应。

最后不管如何终止，都会执行内核的一段代码，关闭所有打开的文件描述符，释放使用的存储器等。

父子进程结束时间不同带来的不同

  1. 当父进程比子进程先结束的时候，内核会检查所有进程，是否有进程是该进程的子进程，如果是的话，会将其的父进程id设为1，成为init收养的进程。
  2. 如果子进程先结束，内核会为子进程保存一定量的信息，所以父进程调用wait或waitpid的时候可以得到这些信息。
  3. 僵死进程：由于内核需要为父进程尚未处理的已结束子进程保留信息，所以这些进程叫做僵死进程。

    另外，如果是父进程是init的话，子进程结束后，init就会调用wait，故不会变成僵死进程

wait和waitpid函数

对于子进程结束时内核发出的信号，父进程默认是忽略。但是如果调用wait或者waitpid则会发生如下的可能情况

  1. 如果其所有子进程都在运行，则阻塞
  2. 如果一个子进程已经终止，则获得其终止状态，然后返回
  3. 如果该进程没有任何子进程，则出错返回

两者区别

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#include <sys/wait.h>
pid_t wait(int *staloc);
pid_t waitpid(pid_t pid, int *staloc, int options);//POSIX版本
  1. waitpid函数中的pid参数有以下选项
    1. pid==-1的话，等待任意子进程，此时等同于wait
    2. pid>0的话，等待与pid相同的子进程，注意如果该进程没有这个pid的子进程的话，都可能出错。
    3. pid==0的话，等待组ID等于调用进程组ID的任意子进程
    4. pid<-1的话，等待组ID等于pid绝对值的任意子进程
  2. options参数（3个）可以指定对应的是否阻塞或对应作业控制等，详见APUE的P193

waitid

相比起waitpid，waitid会稍微更灵活一些

竞争条件

主要讲的是由于CPU的调度，父子间进程调度顺序和执行时间都不确定，如果有明确的顺序要求，就要使用IPC来使得进程间同步

exec

exec并不产成新的进程，而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
exec衍生出相应的7个执行函数，详见APUE的P199。

执行了exec命令后，基本上继承原来process上的大多数属性，但是如果文件描述符设置了FD_CLOEXEC（close-on-exec）的的话，就会关闭（当然默认关闭）。

用户ID和组ID的修改

实际用户是登录时就确定的（只有超级用户可以在进程执行的时候改变实际用户），有效用户则可在进程内执行的时候进行变化。

  1. 通过setuid(uid)修改有效用户，通过setgid(gid)来修改实际组id
  2. seteuid和setegid只修改有效用户和组
  3. 保存设置用户ID（SUID）：是有效用户ID副本，既然有效用户ID是副本，那么它的作用肯定是为了以后恢复有效用户ID用的。
  4. 保存设置用户ID一般会在文件的位里面体现，即rws中的s

解释器文件

第一行是规定的格式

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#! 解释器所在位置 参数

如

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#! /bin/sh

这样子能够避免机器先用shell读取文件，然后再调用fork、exec来调用对应的解释器。直接在第一行写明的话就可以直接用解释器调用了。

system

因为system实现是调用了fork、exec、waitpid，所以有三种返回值

  1. fork失败或者waitpid返回EINTR之外的错误，则返回-1
  2. exec失败（不能执行shell），则返回值为如同shell执行了exit(127)一样
  3. 否则3个函数都成功，返回最后的shell终止状态，格式同waitpid。

getlogin

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#include <unistd.h>
char* getlogin(void);

获取登录的用户名

优先级相关内容

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#include <unistd.h>
int nice(int incr);//设置nice值，并返回nice值

#include <sys/resource.h>
int getpriority(int which, id_t who);//返回nice值
int setpriority(int which, id_t who, int value);//成功返回0，出错-1
//which和who的解释参见P221

进程时间

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#include <sys/times.h>
clock_t times(struct tms *buf);
//其中tms结构为
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
}