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    2017-04-18 18:33:21

    一、 进程

    进程(Process)
    计算机中的程序关于某数据集合上的一次运行活动,是系统进行资源分配和调度的基本单位,是操作系统结构的基础。在早期面向进程设计的计算机结构中,进程是程序的基本执行实体;在当代面向线程设计的计算机结构中,进程是线程的容器。程序是指令、数据及其组织形式的描述,进程是程序的实体。

    ———————————————————————————————————————————————————————————————

    • 释义:一段程序的执行过程
    • 特征:动态、独立、异步、并发
    • 结构特征:程序、数据和进程控制块
    • 相关概念:线程,管程

    定义

    狭义定义:进程是正在运行的程序的实例(an instance of a computer program that is being executed)。

    广义定义:
    进程是一个具有一定独立功能的程序关于某个数据集合的一次运行活动。
    它是是操作系统动态执行的基本单元,在传统的操作系统中,进程既是基本的分配单元,也是基本的执行单元。

    进程的概念主要有两点:

    第一,进程是一个实体

    '每一个进程都有它自己的地址空间,一般情况下,包括文本区域(text region)、数据区域(data region)和堆栈(stack region)。文本区域存储处理器执行的代码;数据区域存储变量和进程执行期间使用的动态分配的内存;堆栈区域存储着活动过程调用的指令和本地变量。'

    第二,进程是一个“执行中的程序”

    '程序是一个没有生命的实体,只有处理器赋予程序生命时(操作系统执行之),它才能成为一个活动的实体,我们称其为进程。'

    特征

    动态性:进程的实质是程序在多道程序系统中的一次执行过程,进程是动态产生,动态消亡的。

    并发性:任何进程都可以同其他进程一起并发执行

    独立性:进程是一个能独立运行的基本单位,同时也是系统分配资源和调度的独立单位;

    异步性:由于进程间的相互制约,使进程具有执行的间断性,即进程按各自独立的、不可预知的速度向前推进

    结构特征:进程由程序、数据和进程控制块三部分组成。
    多个不同的进程可以包含相同的程序:一个程序在不同的数据集里就构成不同的进程,能得到不同的结果;但是执行过程中,程序不能发生改变。

    内容

    一个计算机系统进程包括(或者说“拥有”)下列数据:
    那个程序的可运行机器码的一个在存储器的映像。 分配到的存储器(通常包括虚拟内存的一个区域)。存储器的内容包括可运行代码、特定于进程的数据(输入、输出)、调用堆栈、堆栈(用于保存运行时运数中途产生的数据)。 分配给该进程的资源的操作系统描述符,诸如文件描述符(Unix术语)或文件句柄(Windows)、数据源和数据终端。 安全特性,诸如进程拥有者和进程的权限集(可以容许的操作)。 处理器状态(内文),诸如寄存器内容、物理存储器寻址等。当进程正在运行时,状态通常储存在寄存器,其他情况在存储器。

    切换

    进行进程切换就是从正在运行的进程中收回处理器,然后再使待运行进程来占用处理器。
    这里所说的从某个进程收回处理器,实质上就是把进程存放在处理器的寄存器中的中间数据找个地方存起来,从而把处理器的寄存器腾出来让其他进程使用。那么被中止运行进程的中间数据存在何处好呢?当然这个地方应该是进程的私有堆栈。
    让进程来占用处理器,实质上是把某个进程存放在私有堆栈中寄存器的数据(前一次本进程被中止时的中间数据)再恢复到处理器的寄存器中去,并把待运行进程的断点送入处理器的程序指针PC,于是待运行进程就开始被处理器运行了,也就是这个进程已经占有处理器的使用权了。
    这就像多个同学要分时使用同一张课桌一样,所谓要收回正在使用课桌同学的课桌使用权,实质上就是让他把属于他的东西拿走;而赋予某个同学课桌使用权,只不过就是让他把他的东西放到课桌上罢了。
    在切换时,一个进程存储在处理器各寄存器中的中间数据叫做进程的上下文,所以进程的 切换实质上就是被中止运行进程与待运行进程上下文的切换。在进程未占用处理器时,进程 的上下文是存储在进程的私有堆栈中的。

    状态

    进程执行时的间断性,决定了进程可能具有多种状态。事实上,运行中的进程可能具有以下三种基本状态。

    1)就绪状态(Ready):
    进程已获得除处理器外的所需资源,等待分配处理器资源;只要分配了处理器进程就可执行。就绪进程可以按多个优先级来划分队列。例如,当一个进程由于时间片用完而进入就绪状态时,排入低优先级队列;当进程由I/O操作完成而进入就绪状态时,排入高优先级队列。

    2)运行状态(Running):
    进程占用处理器资源;处于此状态的进程的数目小于等于处理器的数目。在没有其他进程可以执行时(如所有进程都在阻塞状态),通常会自动执行系统的空闲进程。

    3)阻塞状态(Blocked):
    由于进程等待某种条件(如I/O操作或进程同步),在条件满足之前无法继续执行。该事件发生前即使把处理器资源分配给该进程,也无法运行。
    区别

    程序

    程序是指令和数据的有序集合,其本身没有任何运行的含义,是一个静态的概念。而进程是程序在处理机上的一次执行过程,它是一个动态的概念。
    程序可以作为一种软件资料长期存在,而进程是有一定生命期的。程序是永久的,进程是暂时的。
    进程更能真实地描述并发,而程序不能;
    进程是由进程控制块、程序段、数据段三部分组成;
    进程具有创建其他进程的功能,而程序没有。
    同一程序同时运行于若干个数据集合上,它将属于若干个不同的进程,也就是说同一程序可以对应多个进程。
    在传统的操作系统中,程序并不能独立运行,作为资源分配和独立运行的基本单元都是进程。

    线程

    进程和线程关系

    通常在一个进程中可以包含若干个线程,它们可以利用进程所拥有的资源,在引入线程的操作系统中,通常都是把进程作为分配资源的基本单位,而把线程作为独立运行和独立调度的基本单位,由于线程比进程更小,基本上不拥有系统资源,故对它的调度所付出的开销就会小得多,能更高效的提高系统内多个程序间并发执行的程度。
    当下推出的通用操作系统都引入了线程,以便进一步提高系统的并发性,并把它视为现代操作系统的一个重要指标。

    控制

    进程控制是进程管理中最基本的功能。它用于创建一个新进程,终止一个已完成的进程,或者去终止一个因出现某事件而使其无法运行下去的进程,还可负责进程运行中的状态转换。

    创建进程

    1.引起创建进程的事件
    在多道程序环境中,只有(作为)进程(时)才能在系统中运行。因此,为使程序能运行,就必须为它创建进程。导致一个进程去创建另一个进程的典型事件,可以有以下四类:

    1) 用户登录
    在分时系统中,用户在终端键入登录命令后,如果是合法用户,系统将为该终端建立一个进程,并把它插入到就绪队列中。

    2)作业调度
    在批处理系统中,当作业调度程序按照一定的算法调度到某作业时,便将该作业装入到内存,为它分配必要的资源,并立即为它创建进程,再插入到就绪队列中。

    3) 提供服务
    当运行中的用户程序提出某种请求后,系统将专门创建一个进程来提供用户所需要的服务,例如,用户程序要求进行文件打印,操作系统将为它创建一个打印进程,这样,不仅可以使打印进程与该用户进程并发执行,而且还便于计算出为完成打印任务所花费的时间。

    4) 应用请求
    在上述三种情况中,都是由系统内核为它创建一个新进程,而这一类事件则是基于应用进程的需求,由它创建一个新的进程,以便使新进程以并发的运行方式完成特定任务。
    2.进程的创建过程
    这里写图片描述
    一旦操作系统发现了要求创建新进程的事件后,便调用进程创建原语create()按下述步骤创建一个新进程。

    1) 申请空白PCB。为新进程申请获得唯一的数字标识符,并从PCB集合中索取一个空白PCB。

    2) 为新进程分配资源。为新进程的程序和数据以及用户栈分配必要的内存空间。显然,此时操作系统必须知道新进程所需要的内存大小。

    3) 初始化进程控制块。PCB的初始化包括:
    ①初始化标识信息,将系统分配的标识符和父进程标识符,填入新的PCB中。
    ②初始化处理机状态信息,使程序计数器指向程序的入口地址,使栈指针指向栈顶。
    ③初始化处理机控制信息,将进程的状态设置为就绪状态或静止就绪状态,对于优先级,通常是将它设置为最低优先级,除非用户以显式的方式提出高优先级要求。

    4) 将新进程插入就绪队列,如果进程就绪队列能够接纳新进程,便将新进程插入到就绪队列中。

    进程终止
    1.引起进程终止的事件

    1)正常结束
    在任何计算机系统中,都应该有一个表示进程已经运行完成的指示。例如,在批处理系统中,通常在程序的最后安排一条Hold指令或终止的系统调用。当程序运行到Hold指令时,将产生一个中断,去通知OS本进程已经完成。

    2)异常结束
    在进程运行期间,由于出现某些错误和故障而迫使进程终止。这类异常事件很多,常见的有:越界错误,保护错,非法指令,特权指令错,运行超时,等待超时,算术运算错,I/O故障。

    3)外界干预
    外界干预并非指在本进程运行中出现了异常事件,而是指进程应外界的请求而终止运行。这些干预有:操作员或操作系统干预,父进程请求,父进程终止。

    1. 进程的终止过程
      如果系统发生了上述要求终止进程的某事件后,OS便调用进程终止原语,按下述过程去终止指定的进程。

    1)根据被终止进程的标识符,从PCB集合中检索出该进程的PCB,从中读出该进程状态。
    2)若被终止进程正处于执行状态,应立即终止该进程的执行,并置调度标志为真。用于指示该进程被终止后应重新进行调度。
    3)若该进程还有子孙进程,还应将其所有子孙进程予以终止,以防他们成为不可控的进程。
    4)将被终止的进程所拥有的全部资源,或者归还给其父进程,或者归还给系统。
    5)将被终止进程(它的PCB)从所在队列(或链表)中移出,等待其它程序来搜集信息。

    阻塞唤醒

    1.引起进程阻塞和唤醒的事件

    1)请求系统服务
    当正在执行的进程请求操作系统提供服务时,由于某种原因,操作系统并不立即满足该进程的要求时,该进程只能转变为阻塞状态来等待,一旦要求得到满足后,进程被唤醒。

    2)启动某种操作
    当进程启动某种操作后,如果该进程必须在该操作完成之后才能继续执行,则必须先使该进程阻塞,以等待该操作完成,该操作完成后,将该进程唤醒。

    3)新数据尚未到达
    对于相互合作的进程,如果其中一个进程需要先获得另一(合作)进程提供的数据才能运行以对数据进行处理,则是要其所需数据尚未到达,该进程只有(等待)阻塞,等到数据到达后,该进程被唤醒。

    4)无新工作可做
    系统往往设置一些具有某特定功能的系统进程,每当这种进程完成任务后,便把自己阻塞起来以等待新任务到来,新任务到达后,该进程被唤醒。

    2.进程阻塞过程

    正在执行的进程,当发现上述某事件后,由于无法继续执行,于是进程便通过调用阻塞原语block()把自己阻塞。可见,进程的阻塞是进程自身的一种主动行为。进入block过程后,由于此时该进程还处于执行状态,所以应先立即停止执行,把进程控制块中的现行状态由执行改为阻塞,并将PCB插入阻塞队列。如果系统中设置了因不同事件而阻塞的多个阻塞队列,则应将本进程插入到具有相同事件的阻塞(等待)队列。最后,转调度程序进行重新调度,将处理机分配给另一就绪进程,并进行切换,亦即,保留被阻塞进程的处理机状态(在PCB中),再按新进程的PCB中的处理机状态设置CPU环境。

    1. 进程唤醒过程
      当被阻塞的进程所期待的事件出现时,如I/O完成或者其所期待的数据已经到达,则由有关进程(比如,用完并释放了该I/O设备的进程)调用唤醒原语wakeup(),将等待该事件的进程唤醒。唤醒原语执行的过程是:首先把被阻塞的进程从等待该事件的阻塞队列中移出,将其PCB中的现行状态由阻塞改为就绪,然后再将该PCB插入到就绪队列中。

    调度算法

    进程的调度算法包括:
    实时系统中:FIFO(First Input First Output,先进先出算法),SJF(Shortest Job First,最短作业优先算法),SRTF(Shortest Remaining Time First,最短剩余时间优先算法)。

    交互式系统中:RR(Round Robin,时间片轮转算法),HPF(Highest Priority First,最高优先级算法),多级队列,最短进程优先,保证调度,彩票调度,公平分享调度。

    阶段
    进程是由进程控制块、程序段、数据段三部分组成。一个进程可以包含若干线程(Thread),线程可以帮助应用程序同时做几件事(比如一个线程向磁盘写入文件,另一个则接收用户的按键操作并及时做出反应,互相不干扰),在程序被运行后,系统首先要做的就是为该程序进程建立一个默认线程,然后程序可以根据需要自行添加或删除相关的线程。是可并发执行的程序。在一个数据集合上的运行过程,是系统进行资源分配和调度的一个独立单位,也是称活动、路径或任务,它有两方面性质:活动性、并发性。进程可以划分为运行、阻塞、就绪三种状态,并随一定条件而相互转化:就绪–运行,运行–阻塞,阻塞–就绪。

    进程为应用程序的运行实例,是应用程序的一次动态执行。看似高深,我们可以简单地理解为:它是操作系统当前运行的执行程序。在系统当前运行的执行程序里包括:系统管理计算机个体和完成各种操作所必需的程序;用户开启、执行的额外程序,当然也包括用户不知道,而自动运行的非法程序(它们就有可能是病毒程序)。


    二、进程描述符

    1.概念

    在linux中,每一个进程都有一个进程描述符,这个”进程描述符”是一个结构体名字叫做task_struct,在task_struct里面保存了许多关于进程控制的信息。
    task_struct是Linux内核的一种数据结构,它会被装载到RAM里并包含进程的信息。每个进程都把它的信息放在task_struct这个数据结构里面,而

    2.task_struct内容

    标示符:描述本进程的唯一标示符,用来区别其他进程。

    状态:任务状态,退出代码,退出信号等。

    优先级:相对于其他进程的优先级。

    程序计数器:程序中即将被执行的下一条指令的地址。

    内存指针:包括程序代码和进程相关数据的指针,还有和其他进程共享的内存块的指针。

    上下文数据:进程执行时处理器的寄存器中的数据。

    I/O状态信息:包括显示的I/O请求,分配给进程的I/O设备和正在被进程使用的文件列表。

    记账信息:可能包括处理器时间总和,使用的时钟总数,时间限制,记账号等。

    3.task_struct的分类

    调度数据成员

    (1) volatile long states; //进程状态
    (2) unsigned long flags; //进程标记符
    (3) long priority; //用来保存动态优先级
    (4) unsigned long rt_priority; //用来保存实时优先级,取值范围为0~99
    (5) long counter;
    (6) unsigned long policy;

    信号处理

    (1) unsigned long signal;
    (2) unsigned long blocked;
    (3) struct signal_struct *sig;

    进程队列指针

    (1) struct task_struct *next_task,*prev_task;
    (2) struct task_struct *next_run,*prev_run;
    (3) struct task_struct *p_opptr,*p_pptr;和struct task_struct *p_cptr,*p_ysptr,*p_osptr;

    进程标识

    (1) unsigned short uid,gid;
    (2) int groups[NGROUPS];
    (3) unsigned short euid,egid;
    (4) unsigned short fsuid,fsgid;
    (5) unsigned short suid,sgid;
    (6) int pid,pgrp,session;
    (7) int leader;

    时间数据成员

    (1) unsigned long timeout;
    (2) unsigned long it_real_value,it_real_iner;
    (3) struct timer_list real_timer;
    (4) unsigned long it_virt_value,it_virt_incr;
    (5) unsigned long it_prof_value,it_prof_incr;
    (6) long utime,stime,cutime,cstime,start_time;

    信号量数据成员

    (1) struct sem_undo *semundo;
    (2) struct sem_queue *semsleeping;

    进程上下文环境

    (1) struct desc_struct *ldt;
    (2) struct thread_struct tss;
    (3) unsigned long saved_kernel_stack;
    (4) unsigned long kernel_stack_page;

    文件系统数据成员

    (1) struct fs_struct *fs;
    (2) struct files_struct *files;
    (3) int link_count;

    内存数据成员

    (1) struct mm_struct *mm;

    页面管理

    (1) int swappable:1;
    (2) unsigned long swap_address;
    (3) unsigned long min_flt,maj_flt;
    (4) unsigned long nswap;
    (5) unsigned long cmin_flt,cmaj_flt,cnswap;
    (6) unsigned long old_maj_flt,dec_flt;
    (7) unsigned long swap_cnt;

    支持对称多处理器方式(SMP)时的数据成员

    (1) int processor;
    (2) int last_processor;
    (3) int lock_depth;

    其它数据成员

    (1) unsigned short used_math;
    (2) char comm[16];
    (3) struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS];
    (4) int errno;
    (5) long debugreg[8];
    (6) struct exec_domain *exec_domain;
    (7) unsigned long personality;
    (8) struct linux_binfmt *binfmt;
    (9) int exit_code,exit_signal;
    (10) int dumpable:1;
    (11) int did_exec:1;
    (12) int tty_old_pgrp;
    (13) struct tty_struct *tty;
    (14) struct wait_queue *wait_chldexit;

    进程队列的全局变量

    (1) current;
    (2) struct task_struct init_task;
    (3) struct task_struct *task[NR_TASKS];
    (4) unsigned long volatile jiffies;
    (5) int need_resched;
    (6) unsigned long intr_count;

    task_struct的定义

    truct task_struct {
    volatile long state;  //说明了该进程是否可以执行,还是可中断等信息
    unsigned long flags;  //Flage 是进程号,在调用fork()时给出
    int sigpending;    //进程上是否有待处理的信号
    mm_segment_t addr_limit; //进程地址空间,区分内核进程与普通进程在内存存放的位置不同
                            //0-0xBFFFFFFF for user-thead
                            //0-0xFFFFFFFF for kernel-thread
    //调度标志,表示该进程是否需要重新调度,若非0,则当从内核态返回到用户态,会发生调度
    volatile long need_resched;
    int lock_depth;  //锁深度
    long nice;       //进程的基本时间片
    //进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR, 分时进程:SCHED_OTHER
    unsigned long policy;
    struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息
    int processor;
    //若进程不在任何CPU上运行, cpus_runnable 的值是0,否则是1 这个值在运行队列被锁时更新
    unsigned long cpus_runnable, cpus_allowed;
    struct list_head run_list; //指向运行队列的指针
    unsigned long sleep_time;  //进程的睡眠时间
    //用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表, 其根是init_task
    struct task_struct *next_task, *prev_task;
    struct mm_struct *active_mm;
    struct list_head local_pages;       //指向本地页面      
    unsigned int allocation_order, nr_local_pages;
    struct linux_binfmt *binfmt;  //进程所运行的可执行文件的格式
    int exit_code, exit_signal;
    int pdeath_signal;     //父进程终止时向子进程发送的信号
    unsigned long personality;
    //Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序
    int did_exec:1; 
    pid_t pid;    //进程标识符,用来代表一个进程
    pid_t pgrp;   //进程组标识,表示进程所属的进程组
    pid_t tty_old_pgrp;  //进程控制终端所在的组标识
    pid_t session;  //进程的会话标识
    pid_t tgid;
    int leader;     //表示进程是否为会话主管
    struct task_struct *p_opptr,*p_pptr,*p_cptr,*p_ysptr,*p_osptr;
    struct list_head thread_group;   //线程链表
    struct task_struct *pidhash_next; //用于将进程链入HASH表
    struct task_struct **pidhash_pprev;
    wait_queue_head_t wait_chldexit;  //供wait4()使用
    struct completion *vfork_done;  //供vfork() 使用
    unsigned long rt_priority; //实时优先级,用它计算实时进程调度时的weight值
    
    //it_real_value,it_real_incr用于REAL定时器,单位为jiffies, 系统根据it_real_value
    //设置定时器的第一个终止时间. 在定时器到期时,向进程发送SIGALRM信号,同时根据
    //it_real_incr重置终止时间,it_prof_value,it_prof_incr用于Profile定时器,单位为jiffies。
    //当进程运行时,不管在何种状态下,每个tick都使it_prof_value值减一,当减到0时,向进程发送
    //信号SIGPROF,并根据it_prof_incr重置时间.
    //it_virt_value,it_virt_value用于Virtual定时器,单位为jiffies。当进程运行时,不管在何种
    //状态下,每个tick都使it_virt_value值减一当减到0时,向进程发送信号SIGVTALRM,根据
    //it_virt_incr重置初值。
    unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
    unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_value;
    struct timer_list real_timer;   //指向实时定时器的指针
    struct tms times;      //记录进程消耗的时间
    unsigned long start_time;  //进程创建的时间
    //记录进程在每个CPU上所消耗的用户态时间和核心态时间
    long per_cpu_utime[NR_CPUS], per_cpu_stime[NR_CPUS]; 
    //内存缺页和交换信息:
    //min_flt, maj_flt累计进程的次缺页数(Copy on Write页和匿名页)和主缺页数(从映射文件或交换
    //设备读入的页面数); nswap记录进程累计换出的页面数,即写到交换设备上的页面数。
    //cmin_flt, cmaj_flt, cnswap记录本进程为祖先的所有子孙进程的累计次缺页数,主缺页数和换出页面数。
    //在父进程回收终止的子进程时,父进程会将子进程的这些信息累计到自己结构的这些域中
    unsigned long min_flt, maj_flt, nswap, cmin_flt, cmaj_flt, cnswap;
    int swappable:1; //表示进程的虚拟地址空间是否允许换出
    //进程认证信息
    //uid,gid为运行该进程的用户的用户标识符和组标识符,通常是进程创建者的uid,gid
    //euid,egid为有效uid,gid
    //fsuid,fsgid为文件系统uid,gid,这两个ID号通常与有效uid,gid相等,在检查对于文件
    //系统的访问权限时使用他们。
    //suid,sgid为备份uid,gid
    uid_t uid,euid,suid,fsuid;
    gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
    int ngroups; //记录进程在多少个用户组中
    gid_t groups[NGROUPS]; //记录进程所在的组
    //进程的权能,分别是有效位集合,继承位集合,允许位集合
    kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;
    int keep_capabilities:1;
    struct user_struct *user;
    struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS];  //与进程相关的资源限制信息
    unsigned short used_math;   //是否使用FPU
    char comm[16];   //进程正在运行的可执行文件名
     //文件系统信息
    int link_count, total_link_count;
    //NULL if no tty 进程所在的控制终端,如果不需要控制终端,则该指针为空
    struct tty_struct *tty;
    unsigned int locks;
    //进程间通信信息
    struct sem_undo *semundo;  //进程在信号灯上的所有undo操作
    struct sem_queue *semsleeping; //当进程因为信号灯操作而挂起时,他在该队列中记录等待的操作
    //进程的CPU状态,切换时,要保存到停止进程的task_struct中
    struct thread_struct thread;
      //文件系统信息
    struct fs_struct *fs;
      //打开文件信息
    struct files_struct *files;
      //信号处理函数
    spinlock_t sigmask_lock;
    struct signal_struct *sig; //信号处理函数
    sigset_t blocked;  //进程当前要阻塞的信号,每个信号对应一位
    struct sigpending pending;  //进程上是否有待处理的信号
    unsigned long sas_ss_sp;
    size_t sas_ss_size;
    int (*notifier)(void *priv);
    void *notifier_data;
    sigset_t *notifier_mask;
    u32 parent_exec_id;
    u32 self_exec_id;
    
    spinlock_t alloc_lock;
    void *journal_info;
    };

    博客参照于:http://blog.csdn.net/lf_2016/article/details/54347820
    进程百度百科:http://baike.baidu.com/item/%E8%BF%9B%E7%A8%8B#2_1

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    因为守护进程完全脱离终端控制,所以不能像其它进程一样将错误信息输出到控制终端。所以如何处理错误消息是一个问题。在Linux系统中,一般通用的办法是使用syslog服务,将程序中出错信息输入到系统日志文件中(如"/...

      书接上文守护进程的基础知识,这一篇继续来说明守护进程相关的出错处理。

    四、守护进程的出错处理

      因为守护进程完全脱离终端控制,所以不能像其它进程一样将错误信息输出到控制终端。所以如何处理错误消息是一个问题。在Linux系统中,一般通用的办法是使用syslog服务,将程序中出错信息输入到系统日志文件中(如"/var/log/messages",此文件需要用用root权限的用户查看),从而可以直观地看到程序的问题所在。在不同的Linux发行版中,系统日志的文件路径全名可能有所不同(比如可能是"/var/log/syslog")

      syslog 是Linux系统日志管理服务,通过守护进程 syslogd 来维护。改守护进程在启动时会读取一个配置文件“/etc/syslog.conf”。该文件决定了不同种类的信息会发送到何处。

      自4.2BSD依赖,BSD的syslog设施得到了广发的应用,大多数守护进程都使用这一设施。syslog的详细组织结构如图4.1所示。

    图4.1 syslog的详细组织结构图

      该机制提供了 3syslog 相关的函数,分别是 openlog()、syslog()、closelog()。通常,openlog() 用来打开系统日志服务的一个连接,syslog() 函数用来想日志文件中写入消息,在这里可以规定消息的优先级,消息输出格式等,closelog() 函数用来关系系统日志服务的连接。函数的原型如下所示。

    #include <syslog.h>
    
    void openlog(const char *ident, int option, int facility);
    void syslog(int priority, const char *format, ...);
    void closelog(void);
    

    4.1、openlog()函数

    功能:
      用于打开与程序的系统记录器的连接
    参数:
      ident  :要向每个消息加入的字符串,通常为程序的名称
      option:用于指定各个选项的为屏蔽。可选的参数为:
        LOG_CONS    :如果消息无法发送到系统日志服务,则直接输出到系统控制终端上
        LOG_NDELAY:立即打开系统日志服务的连接
        LOG_NOWAIT:不要等待可能已经创建的子进程,此选项对Linux无效果
        LOG_ODELAY:与LOG_NDELAY相反,连接的打开被延迟,直到调用 syslog()
        LOG_PERROR:将消息同时发送到标准出错(stderr)上
        LOG_PID      :在每条消息中都包含进程的PID
      facility:指定程序发送的消息类型,可选的参数为:
        LOG_AUTH     :安全/授权信息
        LOG_AUTHPRIV  : 安全/授权信息(私有)
        LOG_CRON     :时间守护进程(cron 和 at)
        LOG_DAEMON   :其他系统的守护进程
        LOG_FTP      :ftp的守护进程
        LOG_KERN     :内核消息(不能从用户进程生成)
        LOG_LOCAL[0~7]:保留给本地使用
        LOG_LPR       :行打印机子系统
        LOG_MAIL      :邮件子系统
        LOG_NEWS      :新闻子系统
        LOG_SYSLOG    :syslogd()内部产生的消息
        LOG_USER(默认): 一般使用者等级消息
        LOG_UUCP      :UUCP子系统
    返回:
      函数无返回

      调用 openlog() 是可选择的。假设不调用 openlog(),则在第一次调用 syslog() 时,自己主动调用 openlog()

    4.2、syslog()函数

    功能:
      用于把日志消息发给系统程序syslogd记录
    参数:
      priority:指定消息的重要性,可有以下选项:
        LOG_EMERG  :系统无法使用
        LOG_ALERT  :需要立即采取措施
        LOG_CRIT   :有重要情况发生
        LOG_ERR    :有错误发生
        LOG_WARNING:有警告发生
        LOG_NOTICE :正常情况,但也有重要情况
        LOG_INFO   :信息消息
        LOG_DEBUG  :调试信息
      format  :以字符串指针的形式表示输出的格式,类似于printf中的格式
    返回:
      函数无返回

    4.3、closelog()函数

      closelog() 函数关闭用来编写系统 closelog logger 的描述符。closelog() 函数的使用是可选的,因为在程序结束后,会自动关闭与 system log 的连接。

    4.4、代码示例

      借用上面创建守护进程的代码,将写入文件的功能修改成为写入到系统日志文件中,每隔2秒时间向日志文件“/daemon.log”文件中写入内容。实现的代码如下所示。

    #include <fcntl.h>     // for O_APPEND ..
    #include <stdio.h>     // for perror ..
    #include <stdlib.h>    // for exit ..
    #include <string.h>    // for strlen
    #include <sys/stat.h>  // for umask
    #include <sys/types.h> // for setsid
    #include <syslog.h>    // for openlog ..
    #include <unistd.h>    // for setsid
    
    int main(int argc, const char *argv[])
    {
        pid_t pid = 0, sid = 0;
    
        /* 创建子进程,父进程退出 */
        pid = fork();
        if (pid == -1) /* fork出错 */
        {
            perror("fork error");
            exit(EXIT_FAILURE);
        }
        else if (pid == 0) /* 子进程 */
        {
            /* 打开系统日志服务器 */
            openlog("daemon.syslog", LOG_PID, LOG_DAEMON);
    
            /* 创建新的会话 */
            if ((sid = setsid()) < 0)
            {
                /* 向系统日志服务器写入错误信息 */
                syslog(LOG_ERR, "%s\n", "setsid() error");
                exit(EXIT_FAILURE);
            }
    
            /* 改变当前的工作路径 */
            if ((sid = chdir("/")) < 0)
            {
                syslog(LOG_ERR, "%s\n", "chdir() error");
                exit(EXIT_FAILURE);
            }
    
            /* 改变进程本身的umask */
            umask(0);
            /* 关闭所有可能已打开的文件描述符 */
            int num = getdtablesize(); /* 获取当前进程文件描述符表大小 */
            for (i = 0; i < num; i++)
            {
                close(i);
            }
    
            /* 周期计数的变量 */
            int cycleCnt = 0;
    
            /* 至此,守护进程创建完成,以下正式开始守护进程的工作 */
            while (1)
            {
                /* 周期运行计数自加 */
                cycleCnt++;
                /* 写入到系统日志中 */
                syslog(LOG_NOTICE, "I'm Daemon Process, Running %d", cycleCnt);
                /* 休眠片刻 */
                sleep(2);
            }
        }
        else /* 父进程 */
        {
            /* 父进程退出 */
            exit(EXIT_SUCCESS);
        }
        /* 关闭系统日志服务器 */
        closelog();
        return 0;
    }
    
    

      编译并运行上述程序,输入指令 ps -ajx | grep "./syslog" 查看对应的进程状态,使用指令 cat /var/log/syslog 查看系统日志,总体显示效果图4.2所示。

    图4.2 syslog的测试显示效果图

      好啦,废话不多说,总结写作不易,如果你喜欢这篇文章或者对你有用,请动动你发财的小手手帮忙 **点个赞**,当然 **关注一波** 那就更好了,就到这儿了,么么哒(*  ̄3)(ε ̄ *)。

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  • 进程描述与控制

    2013-11-18 23:02:07
    多道程序设计 顺序程序 并发程序 多道程序设计 与时间有关的错误 线程的基本概念 线程的引入 线程的实现机制 Solaris进程线程模型
  • D,一般删除都是文件索引,如果两个文件同时打开同一个文件,一个线程执行删除操作,只要另一个线程不退出,就可以继续对该文件进行操作,一旦退出才找不到该文件的索引节点而报错。

    这里写图片描述

    D,一般删除都是文件索引,如果两个文件同时打开同一个文件,一个线程执行删除操作,只要另一个线程不退出,就可以继续对该文件进行操作,一旦退出才找不到该文件的索引节点而报错。

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  • Linux进程控制(精讲)

    万次阅读 多人点赞 2021-09-23 21:55:48
    文章目录进程创建fork函数初始fork函数返回值写时拷贝fork常规用法fork调用失败的原因进程终止进程退出场景进程常见退出方法_exit函数exit函数return退出进程等待进程等待的必要性进程等待的方法wait方法waitpid方法...

    一、进程创建

    fork函数初识

    在Linux中,fork函数是非常重要的函数,它从已存在进程中创建一个新进程。新进程为子进程,而原进程为父进程。

    返回值:
    在子进程中返回0,父进程中返回子进程的PID,子进程创建失败返回-1。

    进程调用fork,当控制转移到内核中的fork代码后,内核做:

    • 分配新的内存块和内核数据结构给子进程。
    • 将父进程部分数据结构内容拷贝至子进程。
    • 添加子进程到系统进程列表当中。
    • fork返回,开始调度器调度。

    fork之后,父子进程代码共享。例如:
    在这里插入图片描述
    运行结果如下:
    在这里插入图片描述
    这里可以看到,Before只输出了一次,而After输出了两次。其中,Before是由父进程打印的,而调用fork函数之后打印的两个After,则分别由父进程和子进程两个进程执行。也就是说,fork之前父进程独立执行,而fork之后父子两个执行流分别执行。

    注意: fork之后,父进程和子进程谁先执行完全由调度器决定。

    fork函数返回值

    fork函数为什么要给子进程返回0,给父进程返回子进程的PID?

    一个父进程可以创建多个子进程,而一个子进程只能有一个父进程。因此,对于子进程来说,父进程是不需要被标识的;而对于父进程来说,子进程是需要被标识的,因为父进程创建子进程的目的是让其执行任务的,父进程只有知道了子进程的PID才能很好的对该子进程指派任务。

    为什么fork函数有两个返回值?

    父进程调用fork函数后,为了创建子进程,fork函数内部将会进行一系列操作,包括创建子进程的进程控制块、创建子进程的进程地址空间、创建子进程对应的页表等等。子进程创建完毕后,操作系统还需要将子进程的进程控制块添加到系统进程列表当中,此时子进程便创建完毕了。
    在这里插入图片描述
    也就是说,在fork函数内部执行return语句之前,子进程就已经创建完毕了,那么之后的return语句不仅父进程需要执行,子进程也同样需要执行,这就是fork函数有两个返回值的原因。

    写时拷贝

    当子进程刚刚被创建时,子进程和父进程的数据和代码是共享的,即父子进程的代码和数据通过页表映射到物理内存的同一块空间。只有当父进程或子进程需要修改数据时,才将父进程的数据在内存当中拷贝一份,然后再进行修改。
    在这里插入图片描述
    这种在需要进行数据修改时再进行拷贝的技术,称为写时拷贝技术。

    1、为什么数据要进行写时拷贝?

    进程具有独立性。多进程运行,需要独享各种资源,多进程运行期间互不干扰,不能让子进程的修改影响到父进程。

    2、为什么不在创建子进程的时候就进行数据的拷贝?

    子进程不一定会使用父进程的所有数据,并且在子进程不对数据进行写入的情况下,没有必要对数据进行拷贝,我们应该按需分配,在需要修改数据的时候再分配(延时分配),这样可以高效的使用内存空间。

    3、代码会不会进行写时拷贝?

    90%的情况下是不会的,但这并不代表代码不能进行写时拷贝,例如在进行进程替换的时候,则需要进行代码的写时拷贝。

    fork常规用法

    1. 一个进程希望复制自己,使子进程同时执行不同的代码段。例如父进程等待客户端请求,生成子进程来处理请求。
    2. 一个进程要执行一个不同的程序。例如子进程从fork返回后,调用exec函数。

    fork调用失败的原因

    fork函数创建子进程也可能会失败,有以下两种情况:

    1. 系统中有太多的进程,内存空间不足,子进程创建失败。
    2. 实际用户的进程数超过了限制,子进程创建失败。

    二、进程终止

    进程退出场景

    进程退出只有三种情况:

    1. 代码运行完毕,结果正确。
    2. 代码运行完毕,结果不正确。
    3. 代码异常终止(进程崩溃)。

    进程退出码

    我们都知道main函数是代码的入口,但实际上main函数只是用户级别代码的入口,main函数也是被其他函数调用的,例如在VS2013当中main函数就是被一个名为__tmainCRTStartup的函数所调用,而__tmainCRTStartup函数又是通过加载器被操作系统所调用的,也就是说main函数是间接性被操作系统所调用的。

    既然main函数是间接性被操作系统所调用的,那么当main函数调用结束后就应该给操作系统返回相应的退出信息,而这个所谓的退出信息就是以退出码的形式作为main函数的返回值返回,我们一般以0表示代码成功执行完毕,以非0表示代码执行过程中出现错误,这就是为什么我们都在main函数的最后返回0的原因。

    当我们的代码运行起来就变成了进程,当进程结束后main函数的返回值实际上就是该进程的进程退出码,我们可以使用echo $?命令查看最近一次进程退出的退出码信息。
    例如,对于下面这个简单的代码:
    在这里插入图片描述
    代码运行结束后,我们可以查看该进程的进程退出码。

    [cl@VM-0-15-centos procTermination]$ echo $?
    

    在这里插入图片描述
    这时便可以确定main函数是顺利执行完毕了。

    为什么以0表示代码执行成功,以非0表示代码执行错误?

    因为代码执行成功只有一种情况,成功了就是成功了,而代码执行错误却有多种原因,例如内存空间不足、非法访问以及栈溢出等等,我们就可以用这些非0的数字分别表示代码执行错误的原因。

    C语言当中的strerror函数可以通过错误码,获取该错误码在C语言当中对应的错误信息:
    在这里插入图片描述
    运行代码后我们就可以看到各个错误码所对应的错误信息:
    在这里插入图片描述
    实际上Linux中的ls、pwd等命令都是可执行程序,使用这些命令后我们也可以查看其对应的退出码。
    可以看到,这些命令成功执行后,其退出码也是0。
    在这里插入图片描述
    但是命令执行错误后,其退出码就是非0的数字,该数字具体代表某一错误信息。
    在这里插入图片描述
    注意: 退出码都有对应的字符串含义,帮助用户确认执行失败的原因,而这些退出码具体代表什么含义是人为规定的,不同环境下相同的退出码的字符串含义可能不同。

    进程正常退出

    return退出

    在main函数中使用return退出进程是我们常用的方法。

    例如,在main函数最后使用return退出进程。
    在这里插入图片描述
    运行结果:
    在这里插入图片描述

    exit函数

    使用exit函数退出进程也是我们常用的方法,exit函数可以在代码中的任何地方退出进程,并且exit函数在退出进程前会做一系列工作:

    1. 执行用户通过atexit或on_exit定义的清理函数。
    2. 关闭所有打开的流,所有的缓存数据均被写入。
    3. 调用_exit函数终止进程。

    例如,以下代码中exit终止进程前会将缓冲区当中的数据输出。
    在这里插入图片描述
    运行结果:
    在这里插入图片描述

    _exit函数

    使用_exit函数退出进程的方法我们并不经常使用,_exit函数也可以在代码中的任何地方退出进程,但是_exit函数会直接终止进程,并不会在退出进程前会做任何收尾工作。

    例如,以下代码中使用_exit终止进程,则缓冲区当中的数据将不会被输出。
    在这里插入图片描述
    运行结果:
    在这里插入图片描述

    return、exit和_exit之间的区别与联系

    return、exit和_exit之间的区别

    只有在main函数当中的return才能起到退出进程的作用,子函数当中return不能退出进程,而exit函数和_exit函数在代码中的任何地方使用都可以起到退出进程的作用。

    使用exit函数退出进程前,exit函数会执行用户定义的清理函数、冲刷缓冲,关闭流等操作,然后再终止进程,而_exit函数会直接终止进程,不会做任何收尾工作。
    在这里插入图片描述

    return、exit和_exit之间的联系

    执行return num等同于执行exit(num),因为调用main函数运行结束后,会将main函数的返回值当做exit的参数来调用exit函数。
    在这里插入图片描述
    使用exit函数退出进程前,exit函数会先执行用户定义的清理函数、冲刷缓冲,关闭流等操作,然后再调用_exit函数终止进程。

    进程异常退出

    情况一:向进程发生信号导致进程异常退出。

    例如,在进程运行过程中向进程发生kill -9信号使得进程异常退出,或是使用Ctrl+C使得进程异常退出等。

    情况二:代码错误导致进程运行时异常退出。

    例如,代码当中存在野指针问题使得进程运行时异常退出,或是出现除0的情况使得进程运行时异常退出等。

    三、进程等待

    进程等待的必要性

    1. 子进程退出,父进程如果不读取子进程的退出信息,子进程就会变成僵尸进程,进而造成内存泄漏。
    2. 进程一旦变成僵尸进程,那么就算是kill -9命令也无法将其杀死,因为谁也无法杀死一个已经死去的进程。
    3. 对于一个进程来说,最关心自己的就是其父进程,因为父进程需要知道自己派给子进程的任务完成的如何。
    4. 父进程需要通过进程等待的方式,回收子进程资源,获取子进程的退出信息。

    获取子进程status

    下面进程等待所使用的两个函数wait和waitpid,都有一个status参数,该参数是一个输出型参数,由操作系统进行填充。
    如果对status参数传入NULL,表示不关心子进程的退出状态信息。否则,操作系统会通过该参数,将子进程的退出信息反馈给父进程。

    status是一个整型变量,但status不能简单的当作整型来看待,status的不同比特位所代表的信息不同,具体细节如下(只研究status低16比特位):
    在这里插入图片描述
    在status的低16比特位当中,高8位表示进程的退出状态,即退出码。进程若是被信号所杀,则低7位表示终止信号,而第8位比特位是core dump标志。
    在这里插入图片描述
    我们通过一系列位操作,就可以根据status得到进程的退出码和退出信号。

    exitCode = (status >> 8) & 0xFF; //退出码
    exitSignal = status & 0x7F;      //退出信号
    

    对于此,系统当中提供了两个宏来获取退出码和退出信号。

    • WIFEXITED(status):用于查看进程是否是正常退出,本质是检查是否收到信号。
    • WEXITSTATUS(status):用于获取进程的退出码。
    exitNormal = WIFEXITED(status);  //是否正常退出
    exitCode = WEXITSTATUS(status);  //获取退出码
    

    需要注意的是,当一个进程非正常退出时,说明该进程是被信号所杀,那么该进程的退出码也就没有意义了。

    进程等待的方法

    wait方法

    函数原型:pid_t wait(int* status);

    作用:等待任意子进程。

    返回值:等待成功返回被等待进程的pid,等待失败返回-1。

    参数:输出型参数,获取子进程的退出状态,不关心可设置为NULL。

    例如,创建子进程后,父进程可使用wait函数一直等待子进程,直到子进程退出后读取子进程的退出信息。

    #include <stdio.h>
    #include <stdlib.h>
    #include <unistd.h>
    #include <sys/wait.h>
    #include <sys/types.h>
    int main()
    {
    	pid_t id = fork();
    	if(id == 0){
    		//child
    		int count = 10;
    		while(count--){
    			printf("I am child...PID:%d, PPID:%d\n", getpid(), getppid());
    			sleep(1);
    		}
    		exit(0);
    	}
    	//father
    	int status = 0;
    	pid_t ret = wait(&status);
    	if(ret > 0){
    		//wait success
    		printf("wait child success...\n");
    		if(WIFEXITED(status)){
    			//exit normal
    			printf("exit code:%d\n", WEXITSTATUS(status));
    		}
    	}
    	sleep(3);
    	return 0;
    }
    

    我们可以使用以下监控脚本对进程进行实时监控:

    [cl@VM-0-15-centos procWait]$ while :; do ps axj | head -1 && ps axj | grep proc | grep -v grep;echo "######################";sleep 1;done
    

    这时我们可以看到,当子进程退出后,父进程读取了子进程的退出信息,子进程也就不会变成僵尸进程了。
    在这里插入图片描述

    waitpid方法

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

    作用:等待指定子进程或任意子进程。

    返回值:
    1、等待成功返回被等待进程的pid。
    2、如果设置了选项WNOHANG,而调用中waitpid发现没有已退出的子进程可收集,则返回0。
    3、如果调用中出错,则返回-1,这时errno会被设置成相应的值以指示错误所在。

    参数:
    1、pid:待等待子进程的pid,若设置为-1,则等待任意子进程。
    2、status:输出型参数,获取子进程的退出状态,不关心可设置为NULL。
    3、options:当设置为WNOHANG时,若等待的子进程没有结束,则waitpid函数直接返回0,不予以等待。若正常结束,则返回该子进程的pid。

    例如,创建子进程后,父进程可使用waitpid函数一直等待子进程(此时将waitpid的第三个参数设置为0),直到子进程退出后读取子进程的退出信息。

    #include <stdio.h>
    #include <stdlib.h>
    #include <unistd.h>
    #include <sys/wait.h>
    #include <sys/types.h>
    int main()
    {
    	pid_t id = fork();
    	if (id == 0){
    		//child          
    		int count = 10;
    		while (count--){
    			printf("I am child...PID:%d, PPID:%d\n", getpid(), getppid());
    			sleep(1);
    		}
    		exit(0);
    	}
    	//father           
    	int status = 0;
    	pid_t ret = waitpid(id, &status, 0);
    	if (ret >= 0){
    		//wait success                    
    		printf("wait child success...\n");
    		if (WIFEXITED(status)){
    			//exit normal                                 
    			printf("exit code:%d\n", WEXITSTATUS(status));
    		}
    		else{
    			//signal killed                              
    			printf("killed by siganl %d\n", status & 0x7F);
    		}
    	}
    	sleep(3);
    	return 0;
    }
    

    在父进程运行过程中,我们可以尝试使用kill -9命令将子进程杀死,这时父进程也能等待子进程成功。
    在这里插入图片描述
    注意: 被信号杀死而退出的进程,其退出码将没有意义。

    多进程创建以及等待的代码模型

    上面演示的都是父进程创建以及等待一个子进程的例子,实际上我们还可以同时创建多个子进程,然后让父进程依次等待子进程退出,这叫做多进程创建以及等待的代码模型。

    例如,以下代码中同时创建了10个子进程,同时将子进程的pid放入到ids数组当中,并将这10个子进程退出时的退出码设置为该子进程pid在数组ids中的下标,之后父进程再使用waitpid函数指定等待这10个子进程。

    #include <stdio.h>
    #include <stdlib.h>
    #include <unistd.h>
    #include <sys/types.h>
    #include <sys/wait.h>
    int main()
    {
    	pid_t ids[10];
    	for (int i = 0; i < 10; i++){
    		pid_t id = fork();
    		if (id == 0){
    			//child
    			printf("child process created successfully...PID:%d\n", getpid());
    			sleep(3);
    			exit(i); //将子进程的退出码设置为该子进程PID在数组ids中的下标
    		}
    		//father
    		ids[i] = id;
    	}
    	for (int i = 0; i < 10; i++){
    		int status = 0;
    		pid_t ret = waitpid(ids[i], &status, 0);
    		if (ret >= 0){
    			//wait child success
    			printf("wiat child success..PID:%d\n", ids[i]);
    			if (WIFEXITED(status)){
    				//exit normal
    				printf("exit code:%d\n", WEXITSTATUS(status));
    			}
    			else{
    				//signal killed
    				printf("killed by signal %d\n", status & 0x7F);
    			}
    		}
    	}
    	return 0;
    }
    

    运行代码,这时我们便可以看到父进程同时创建多个子进程,当子进程退出后,父进程再依次读取这些子进程的退出信息。
    在这里插入图片描述

    基于非阻塞接口的轮询检测方案

    上述所给例子中,当子进程未退出时,父进程都在一直等待子进程退出,在等待期间,父进程不能做任何事情,这种等待叫做阻塞等待。

    实际上我们可以让父进程不要一直等待子进程退出,而是当子进程未退出时父进程可以做一些自己的事情,当子进程退出时再读取子进程的退出信息,即非阻塞等待。

    做法很简单,向waitpid函数的第三个参数potions传入WNOHANG,这样一来,等待的子进程若是没有结束,那么waitpid函数将直接返回0,不予以等待。而等待的子进程若是正常结束,则返回该子进程的pid。

    例如,父进程可以隔一段时间调用一次waitpid函数,若是等待的子进程尚未退出,则父进程可以先去做一些其他事,过一段时间再调用waitpid函数读取子进程的退出信息。

    #include <stdio.h>
    #include <stdlib.h>
    #include <unistd.h>
    #include <sys/types.h>
    #include <sys/wait.h>
    int main()
    {
    	pid_t id = fork();
    	if (id == 0){
    		//child
    		int count = 3;
    		while (count--){
    			printf("child do something...PID:%d, PPID:%d\n", getpid(), getppid());
    			sleep(3);
    		}
    		exit(0);
    	}
    	//father
    	while (1){
    		int status = 0;
    		pid_t ret = waitpid(id, &status, WNOHANG);
    		if (ret > 0){
    			printf("wait child success...\n");
    			printf("exit code:%d\n", WEXITSTATUS(status));
    			break;
    		}
    		else if (ret == 0){
    			printf("father do other things...\n");
    			sleep(1);
    		}
    		else{
    			printf("waitpid error...\n");
    			break;
    		}
    	}
    	return 0;
    }
    

    运行结果就是,父进程每隔一段时间就去查看子进程是否退出,若未退出,则父进程先去忙自己的事情,过一段时间再来查看,直到子进程退出后读取子进程的退出信息。
    在这里插入图片描述

    四、进程程序替换

    替换原理

    用fork创建子进程后,子进程执行的是和父进程相同的程序(但有可能执行不同的代码分支),若想让子进程执行另一个程序,往往需要调用一种exec函数。

    当进程调用一种exec函数时,该进程的用户空间代码和数据完全被新程序替换,并从新程序的启动例程开始执行。
    在这里插入图片描述

    当进行进程程序替换时,有没有创建新的进程?

    进程程序替换之后,该进程对应的PCB、进程地址空间以及页表等数据结构都没有发生改变,只是进程在物理内存当中的数据和代码发生了改变,所以并没有创建新的进程,而且进程程序替换前后该进程的pid并没有改变。

    子进程进行进程程序替换后,会影响父进程的代码和数据吗?

    子进程刚被创建时,与父进程共享代码和数据,但当子进程需要进行进程程序替换时,也就意味着子进程需要对其数据和代码进行写入操作,这时便需要将父子进程共享的代码和数据进行写时拷贝,此后父子进程的代码和数据也就分离了,因此子进程进行程序替换后不会影响父进程的代码和数据。

    替换函数

    替换函数有六种以exec开头的函数,它们统称为exec函数:

    一、int execl(const char *path, const char *arg, ...);

    第一个参数是要执行程序的路径,第二个参数是可变参数列表,表示你要如何执行这个程序,并以NULL结尾。

    例如,要执行的是ls程序。

    execl("/usr/bin/ls", "ls", "-a", "-i", "-l", NULL);
    

    二、int execlp(const char *file, const char *arg, ...);

    第一个参数是要执行程序的名字,第二个参数是可变参数列表,表示你要如何执行这个程序,并以NULL结尾。

    例如,要执行的是ls程序。

    execlp("ls", "ls", "-a", "-i", "-l", NULL);
    

    三、int execle(const char *path, const char *arg, ..., char *const envp[]);

    第一个参数是要执行程序的路径,第二个参数是可变参数列表,表示你要如何执行这个程序,并以NULL结尾,第三个参数是你自己设置的环境变量。

    例如,你设置了MYVAL环境变量,在mycmd程序内部就可以使用该环境变量。

    char* myenvp[] = { "MYVAL=2021", NULL };
    execle("./mycmd", "mycmd", NULL, myenvp);
    

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

    第一个参数是要执行程序的路径,第二个参数是一个指针数组,数组当中的内容表示你要如何执行这个程序,数组以NULL结尾。

    例如,要执行的是ls程序。

    char* myargv[] = { "ls", "-a", "-i", "-l", NULL };
    execv("/usr/bin/ls", myargv);
    

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

    第一个参数是要执行程序的名字,第二个参数是一个指针数组,数组当中的内容表示你要如何执行这个程序,数组以NULL结尾。

    例如,要执行的是ls程序。

    char* myargv[] = { "ls", "-a", "-i", "-l", NULL };
    execvp("ls", myargv);
    

    六、int execve(const char *path, char *const argv[], char *const envp[]);

    第一个参数是要执行程序的路径,第二个参数是一个指针数组,数组当中的内容表示你要如何执行这个程序,数组以NULL结尾,第三个参数是你自己设置的环境变量。

    例如,你设置了MYVAL环境变量,在mycmd程序内部就可以使用该环境变量。

    char* myargv[] = { "mycmd", NULL };
    char* myenvp[] = { "MYVAL=2021", NULL };
    execve("./mycmd", myargv, myenvp);
    

    函数解释

    • 这些函数如果调用成功,则加载指定的程序并从启动代码开始执行,不再返回。
    • 如果调用出错,则返回-1。

    也就是说,exec系列函数只要返回了,就意味着调用失败。

    命名理解

    这六个exec系列函数的函数名都以exec开头,其后缀的含义如下:

    • l(list):表示参数采用列表的形式,一一列出。
    • v(vector):表示参数采用数组的形式。
    • p(path):表示能自动搜索环境变量PATH,进行程序查找。
    • e(env):表示可以传入自己设置的环境变量。
    函数名参数格式是否带路径是否使用当前环境变量
    execl列表
    execlp列表
    execle列表否,需自己组装环境变量
    execv数组
    execvp数组
    execve数组否,需自己组装环境变量

    事实上,只有execve才是真正的系统调用,其它五个函数最终都是调用的execve,所以execve在man手册的第2节,而其它五个函数在man手册的第3节,也就是说其他五个函数实际上是对系统调用execve进行了封装,以满足不同用户的不同调用场景的。

    下图为exec系列函数族之间的关系:
    在这里插入图片描述

    做一个简易的shell

    shell也就是命令行解释器,其运行原理就是:当有命令需要执行时,shell创建子进程,让子进程执行命令,而shell只需等待子进程退出即可。
    在这里插入图片描述
    其实shell需要执行的逻辑非常简单,其只需循环执行以下步骤:

    1. 获取命令行。
    2. 解析命令行。
    3. 创建子进程。
    4. 替换子进程。
    5. 等待子进程退出。

    其中,创建子进程使用fork函数,替换子进程使用exec系列函数,等待子进程使用wait或者waitpid函数。

    于是我们可以很容易实现一个简易的shell,代码如下:

    #include <stdio.h>
    #include <pwd.h>
    #include <string.h>
    #include <unistd.h>
    #include <stdlib.h>
    #include <sys/types.h>
    #include <sys/wait.h>
    #define LEN 1024 //命令最大长度
    #define NUM 32 //命令拆分后的最大个数
    int main()
    {
    	char cmd[LEN]; //存储命令
    	char* myargv[NUM]; //存储命令拆分后的结果
    	char hostname[32]; //主机名
    	char pwd[128]; //当前目录
    	while (1){
    		//获取命令提示信息
    		struct passwd* pass = getpwuid(getuid());
    		gethostname(hostname, sizeof(hostname)-1);
    		getcwd(pwd, sizeof(pwd)-1);
    		int len = strlen(pwd);
    		char* p = pwd + len - 1;
    		while (*p != '/'){
    			p--;
    		}
    		p++;
    		//打印命令提示信息
    		printf("[%s@%s %s]$ ", pass->pw_name, hostname, p);
    		//读取命令
    		fgets(cmd, LEN, stdin);
    		cmd[strlen(cmd) - 1] = '\0';
    		//拆分命令
    		myargv[0] = strtok(cmd, " ");
    		int i = 1;
    		while (myargv[i] = strtok(NULL, " ")){
    			i++;
    		}
    		pid_t id = fork(); //创建子进程执行命令
    		if (id == 0){
    			//child
    			execvp(myargv[0], myargv); //child进行程序替换
    			exit(1); //替换失败的退出码设置为1
    		}
    		//shell
    		int status = 0;
    		pid_t ret = waitpid(id, &status, 0); //shell等待child退出
    		if (ret > 0){
    			printf("exit code:%d\n", WEXITSTATUS(status)); //打印child的退出码
    		}
    	}
    	return 0;
    }
    

    效果展示:

    在这里插入图片描述
    说明:
    当执行./myshell命令后,便是我们自己实现的shell在进行命令行解释,我们自己实现的shell在子进程退出后都打印了子进程的退出码,我们可以根据这一点来区分我们当前使用的是Linux操作系统的shell还是我们自己实现的shell。

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