-
Базовые средства управления процессами в ос Unix
Рассмотрим теперь, что происходит при обращении к системному вызову fork(). При обращении процесса к данному системному вызову операционная система создает копию текущего процесса, т.е. появляется еще один процесс, тело которого полностью идентично исходному процессу. Это означает, что система заносит в таблицу процессов новую запись, тем самым новый процесс получает уникальный идентификатор, а также в системе создается контекст для дочернего процесса.
Новый процесс наследует почти все атрибуты исходного родительского процесса, за исключением идентификационной информации (т.е. у дочернего процесса, в частности, свой идентификатор PID и иной идентификатор родительского процесса). Среди прочего дочерний процесс наследует открытые отцовским процессом файлы. На это свойство в ОС Unix опираются многие механизмы. Хотя необходимо отметить, что наследуются необязательно все открытые файлы: если некоторый файл открывался в специальном режиме, то при формировании дочернего процесса этот файл для него будет автоматически закрыт.
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
Соответственно, при успешном завершении сыновнему процессу возвращается значение 0, а родительскому процессу — идентификатор порожденного процесса; в случае ошибки возвращается -1, а в переменной errno будет храниться код ошибки. Поскольку дочерний процесс является копией отцовского процесса, то возникает проблема, как отличить, какой из процессов в данный момент обрабатывается. Анализируя результат, возвращаемый системным вызовом fork(), можно определить, что текущий процесс является предком или потомком.
Рассмотрим пример (Рис. 76.). Пускай в системе обрабатывается процесс с идентификатором 2757. В некоторый момент времени этот процесс обращается к системному вызову fork(), в результате чего в системе появляется новый процесс, который, предположим, имеет идентификатор 2760. Сразу оговоримся, что дочерний процесс может получить совершенно произвольный идентификатор, отличный от нуля и единицы (обычно система выделяет новому процессу первую свободную запись в таблице процессов). По выходу из системного вызова fork() процесс 2757 продолжит свое выполнение с первой команды из then-блока, а дочерний процесс 2760 — с первой команды из else-блока. Далее эти процессы ведут себя независимо с точки зрения системного управления процессами: в частности, порядок их обработки на процессоре в общем случае пользователю неизвестен и зависит от той или иной реализованной в системе стратегии планирования времени процессора.
-
Пример использования системного вызова fork().
Рассмотрим еще один пример. В данном случае используются дополнительно два системных вызова: getpid() для получения идентификатора текущего процесса и getppid() для получения идентификатора родительского процесса. Итак, данный процесс при запуске печатает на экране идентификаторы себя и своего отца, затем производит обращение к системному вызову fork(), после чего и данный процесс, и его потомок снова печатают идентификаторы. Соответственно, на экране в случае успешной обработки всех системных вызовов будут напечатаны три строки.
int main(int argc, char **argv)
{
/* печать PID текущего процесса и PID процесса-предка */
printf("PID=%d; PPID=%d \n", getpid(), getppid());
/* создание нового процесса */
fork();
/* с этого момента два процесса функционируют параллельно и
независимо*/
/* оба процесса печатают PID текущего процесса и PID
процесса-предка */
printf("PID=%d; PPID=%d \n", getpid(), getppid());
}
Редко бывает, когда в процессе происходит обращение лишь к системному вызову fork(). Обычно к нему происходит обращение в связке с одним из семейства системных вызовов exec(). Последние обеспечивают смену тела текущего процесса. В это семейство входят вызовы, у которых в названии префиксная часть обычно представлена как exec, а суффиксная часть служит для уточнения сигнатуры того или иного системного вызова. В качестве иллюстрации приведем определение системного вызова execl().
#include <unistd.h>
int execl(const char *path, char *arg0, ..., char *argn, 0);
Параметр path указывает на имя исполняемого файла. Параметры arg0, …, argn являются аргументами программы, передаваемые ей при вызове (это те параметры, которые будут содержаться в массиве argv при входе в программу). При неудачном завершении возвращается -1, а в переменной errno устанавливается код ошибки.
Итак, концептуально все системные вызовы семейства exec() работают следующим образом. Через параметры вызова передается указание на имя некоторого исполняемого файла, а также набор аргументов, которые передаются внутрь при запуске этого исполняемого файла. При выполнении данных системных вызовов происходит замена тела текущего процесса на тело, образованное в результате загрузки исполняемого файла, и управление передается на точку входа в новое тело.
Рассмотрим небольшой пример (Рис. 77.). Запускается процесс (ему ставится в соответствие идентификатор 2757), который обращается к системному вызову execl(), для смены своего тела телом команды ls -l, которая отображает содержимое текущего каталога. Реализация данной команды хранится, соответственно, в файле /bin/ls. После успешного завершения системного вызова execl() процесс (с тем же идентификатором 2757) будет содержать реализацию команды ls, и управление в нем будет передано на точку входа (т.е. запустится функция main()).
При обращении к системным вызовам семейства exec() сохраняются основные атрибуты текущего процесса (в частности, идентификатор процесса, идентификатор родительского процесса, приоритет и др.), а также сохраняются все открытые в текущем процессе файлы (за исключением, быть может, файлов, открытых в специальном режиме). С другой стороны, изменяются режимы обработки сигналов, эффективные идентификаторы владельца и группы и прочая системная информация, которая должна корректироваться при смене тела процесса.
