Linux进程编程

2022-06-17 14:34:24 浏览数 (1)

Linux进程编程
  • 3.1 fork系统调用
    • 3.1.1 fork工作原理
    • 3.1.2 fork函数
    • 3.1.3 fork编程示例
    • 3.1.4 小结
  • 3.2 exec系统调用
    • 3.2.1 exec函数族作用
    • 3.2.2 exec函数族
    • 3.2.3 exec编程示例
    • 3.2.4 小结
  • 3.3 exit系统调用
    • 3.3.1 exit工作原理
    • 3.3.2 exit函数
  • 3.4 wait系统调用
    • 3.4.1 wait工作原理
    • 3.4.2 wait函数
    • 3.4.3 进程管理综合示例

3.1 fork系统调用

3.1.1 fork工作原理

fork系统调用是创建子进程的唯一方法。执行过程如下：

  1. Linux内核在进程表中为子进程分配一个表项，然后分配PID。子进程表项的内容来自父进程，fork会将父进程的表项复制为副本，并分配给子进程；
  2. Linux内核使父进程的文件表和索引表的节点自增1，创建用户及上下文；
  3. 将父进程上下文复制到子进程上下文空间中；
  4. fork调用结束后子进程的PID将返回给父进程，而子进程获得的值为0。

3.1.2 fork函数

头文件：unistd.h

函数原型：pid_fork(void)

功能：创建一个与原来进程几乎完全相同的进程，即两个进程可以做完全相同的事，但如果初始参数或者传入的变量不同，两个进程也可以做不同的事。一个进程调用fork函数后，系统先给新的进程分配资源，例如，存储数据和代码的空间。然后把原来的进程所有值都复制到新的进程中，只有少数值与原来的进程的值不同。相当于克隆了一个自己。

返回值：fork被调用一次却能够返回两次且可能有三种不同的返回值：

  1. 在父进程中，fork返回新创建子进程的进程ID（通常为父进程PID 1）；
  2. 在子进程中，fork返回0；
  3. 如果出现错误，fork返回一个负值。 fork出错可能有两种原因：
  4. 当前的进程数已经达到了系统规定的上限，这时errno的值被设置为EAGAIN；
  5. 系统内存不足，这时errno的值被设置为ENOMEM。 两个进程有不同的PID，但执行顺序由进程调度策略决定。

3.1.3 fork编程示例

  1. 打开Ubuntu终端，切换用户到root，新建一个process文件夹用于存放实验文件，进入该目录下，输入sudo vi forkProcess.c使用vi文本编辑器编辑forkProcess.c文件；
  1. 按下i键进入编辑模式，输入fork编程示例，该示例创建一个子进程，通过fork()函数返回值判断进程是子进程还是父进程，并打印信息。
  1. 按下ESC键退出编辑模式，输入“:wq”回到命令行，使用gcc编译器编译forkProcess.c文件生成可执行文件forkProcess.
  1. 输入./forkProcess执行该文件，得到结果如下：

3.1.4 小结

其实，fork底层是调用了内核的函数来实现fork的功能的，即先create()先创建进程，此时进程内容为空，然后clone()复制父进程的内容到子进程中，此时子进程就诞生了，接着父进程就return返回了。而子进程诞生后，是直接运行return返回的，然后接着执行后面的程序，这里注意：子进程是不会执行前面父进程已经执行过的程序了得，因为PCB中记录了当前进程运行到哪里，而子进程又是完全拷贝过来的，所以PCB的程序计数器也是和父进程相同的，所以是从fork()后面的程序继续执行。此时就按照前面的规则进行判断返回[1]。如下图所示：

3.2 exec系统调用

3.2.1 exec函数族作用

exec函数族的作用是根据指定的文件名找到可执行文件，并用它来取代调用进程的内容，换句话说，就是在调用进程内部执行一个可执行文件。这里的可执行文件既可以是二进制文件，也可以是任何Linux下可执行的脚本文件。

与一般情况不同，exec函数族的函数执行成功后不会返回，因为调用进程的实体，包括代码段，数据段和堆栈等都已经被新的内容取代，只留下进程ID等一些表面上的信息仍保持原样，颇有些神似"三十六计"中的"金蝉脱壳"。看上去还是旧的躯壳，却已经注入了新的灵魂。只有调用失败了，它们才会返回一个-1，从原程序的调用点接着往下执行。

我们应该明白了，Linux下是如何执行新程序的，每当有进程认为自己不能为系统和用户做出任何贡献了，他就可以发挥最后一点余热，调用任何一个exec，让自己以新的面貌重生；或者，更普遍的情况是，如果一个进程想执行另一个程序，它就可以fork出一个新进程，然后调用任何一个exec，这样看起来就好像通过执行应用程序而产生了一个新进程一样[2]。

3.2.2 exec函数族

头文件：unistd.h

函数原型：

int execl(const char *path, const char *arg, …);

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

int execle(const char *path, const char *arg,…, char * const envp[]);

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

int execlp(const char *file, const char *arg, …);

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

选项：

​ l：希望接收一个以逗号分隔的参数列表，列表以NULL指针作为结束标志；

​ v：希望接收一个以NULL结尾的字符串数组的指针；

​ p：是一个以NULL结尾的字符串数组指针，函数可以利用PATH变量查找子程序文件；

​ e：函数传递指定参数envp，允许改变子进程的环境，无后缀e时子进程使用当前程序的环境。

参数：

​ path：可执行文件的路径名字；

​ arg：可执行程序所带的参数，第一个参数为可执行文件名字，没有带路径且arg必须以NULL结束；

​ file：如果参数file中包含/，就将其视为路径名，否则就按PATH环境变量，在它所指定的各目录中搜寻可执行文件。

功能：

以新进程代替原有进程，但PID保持不变。

返回值：

执行成功不返回，出错则返回-1，失败原因记录在errno中。

六个函数的区别：

  1. 查找方式不同：前四个函数的查找方式都是完整的文件目录路径，而后两个（以p结尾的两个函数）可以只给出文件名，系统会自动从环境变量“$PATH”所指的路径中进行查找；
  2. 参数传递方式不同：exec函数族的参数传递有两种方式：函数名的第五位字母为“l”（list）表示逐个列举的方式、函数名第五位字母为“v”（vector）的表示将所有参数整体构造成指针数组传递。然后将该数组的首地址当作参数传给它，数组中的最后一个指针要求是NULL；
  3. 环境变量不同：以“e”（environment）结尾的两个函数execl、execve可以在envp[]中指定当前进程所使用的的环境变量替换掉该进程继承的环境变量，其他函数把调用进程的环境传递给新进程。

3.2.3 exec编程示例

execl 实现ls指令

execv 实现获取系统时间

3.2.4 小结

执行exec系统调用，一般都是这样，用fork()函数新建立一个进程，然后让进程去执行exec调用。我们知道，在fork()建立新进程之后，父进程与子进程共享代码段，但数据空间是分开的，但父进程会把自己数据空间的内容copy到子进程中去，还有上下文也会copy到子进程中去。而为了提高效率，采用一种写时copy的策略，即创建子进程的时候，并不copy父进程的地址空间，父子进程拥有共同的地址空间，只有当子进程需要写入数据时(如向缓冲区写入数据),这时候会复制地址空间，复制缓冲区到子进程中去。从而父子进程拥有独立的地址空间。而对于fork()之后执行exec后，这种策略能够很好的提高效率，如果一开始就copy,那么exec之后，子进程的数据会被放弃，被新的进程所代替。

3.3 exit系统调用

3.3.1 exit工作原理

exit系统调用的执行发生以下事件：

  1. 清除当前进程的所有信号处理函数。
  2. 如果当前进程是和终端关联的“进程组组长”，则会向每个组内进程发送hang-up signal，并且把这些成员的进程组设置为0。
  3. 通过内核内部算法关闭当前进程所有打开的文件描述符，并且释放当前目录所关联的inode；如果存在current (charged)root，也将其释放通过算法iput。
  4. 为进程释放所有的region以及关联的memory。
  5. 计算进程机器子进程执行的时间（user mode 和kernel mode），并把记录写到一个全局的accounting file。
  6. 将进程的状态改变为zombie，并将自己的所有的子进程的父进程ID设置为1（init）；如果有孩子的状态是zombie，向init进程发SIGCHLD信号，以清除子进程的process table slot。
  7. exiting进程向自己的父进程发送SIGCHLD信号。
  8. 进行context switch，调度其他非zombie进程（本进程已经是zombie）。

3.3.2 exit函数

函数原型1：void _exit(int status)

头文件：unistd.h

函数原型2：void exit(int status)

头文件：stdlib.h

功能：终止发出调用的进程，status是返回给父进程的状态值，父进程可通过wait系统调用获得。

exit()和_exit()的区别：

l _exit()的作用最简单：直接使进程停止运行，清除其使用的内存空间，并销毁其在内核中的各种数据结构；

l exit()在终止进程之前要检查文件的打开情况，把文件缓冲区中的内容写回文件，即清理“I/O缓冲”；

l 两者最终都要将控制权交给内核，旖旎次，要想保证数据的完整性，就一定要使用exit()。

3.4 wait系统调用

3.4.1 wait工作原理

进程一旦调用了wait，就立即阻塞自己，由wait自动分析是否当前进程的某个子进程已经退出，如果让它找到了这样一个已经变成僵尸的子进程，wait就会收集这个子进程的信息，并把它彻底销毁后返回；如果没有找到这样一个子进程，wait就会一直阻塞在这里，直到有一个出现为止。

3.4.2 wait函数

头文件：sys/types.h和sys/wait.h

函数原型1：pid_t wait(int *status)

函数原型2：pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options)

参数：

status：返回子进程退出时的状态；

pid：pid>0时：等待进程号为pid的子进程结束、pid=0时：等待组ID等于调用进程组ID的子进程结束、pid=-1时：等待任一子进程结束，等价于调用wait()、pid<-1时：等待组ID等于PID的绝对值的任一子进程结束；

options：WNOHANG：若pid指定的子进程没有结束，则waitpid()不阻塞而立即返回，此时的返回值为0、WUNTRACED：为了实现某种操作，由pid指定的任一进程已被暂停，且其状态自暂停以来还未报告过，则返回其状态、0：同wait()，阻塞父进程，等待子进程退出。

wait()与waitpid()区别：wait()函数等待所有子进程的僵死状态，waitpid()函数等待PID与参与pid相关的子进程的僵死状态。

检查子进程的返回状态码status：

WIFEXITED(status)：进程中通过调用_exit()或exit()正常退出，该宏值为非0；

WIFSIGNALED(status)：子进程因得到的信号没有被捕捉导致退出，该宏值为非0；

WIFSTOPPED(status)：子进程没有终止但停止了，并可重新执行时，该宏值为非0，这种情况仅出现在waitpid()调用中使用了WUNTRACED选项；

WEXITSTATUS(status)：如果WIFEXITED(status)返回非0，该宏返回由子进程调用_exit(status)或exit(status)时设置的调用参数status值；

WTERMSIG(status)：如果WIFSIGNALED(status)返回非0，该宏返回导致子进程退出的信号的值；

WSTOPSIG(status)：如果WIFSTOPPED(status)返回非0，该宏返回导致子进程停止的信号的值。

3.4.3 进程管理综合示例

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