8 程序控制

8.1 引言

8.2 程序標識

#include <unistd.h>
    pid_t getpid(void);
        return: 呼叫程序的程序ID

    pid_t getppid(void);
        return: 父程序ID

    uid_t getuid(void);
        return: 實際使用者ID

    uid_t geteuid(void);
        return: 有效使用者ID

    gid_t getgid(void);
        return: 實際組ID

    gid_t getegid(void
 
);
        return: 有效組ID

    上函式都沒有出錯返回。

    pid_t fork(void);
        return: 子程序返回0，父程序返回子程序ID(>0),error: -1
    建立一個新程序（子程序）

8.3 函式fork

#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
返回值：子程序返回0，父程序返回子程序ID，若出錯，返回-1.

生成當前程序的一個相同副本，該副本稱之為”子程序”。原程序的所有資源都以適當的方式複製到子程序，因此執行了該系統呼叫之後，原來的程序就有了2個獨立的例項，包括

  1) 同一組開啟檔案
  2) 同樣的工作目錄
  3) 記憶體中同樣的資料(2個程序各有一個副本)

如果父程序和子程序寫同一描述符指向的檔案，但有沒有任何形式的同步，那麼它們的輸出就會出現混亂。雖然這種情況可能會發生，但這並是常用的操作模式。在fork之後處理檔案描述符有以下兩種常見的情形：

a，父程序等待子程序完成。在這情況下，父程序無需對其描述符做任何處理。當子程序終止後，他曾進行過讀、寫操作的任一共享描述符的檔案偏移量做了相應更新。
b，父程序和子程序各自執行不同的程式段。這種情況下，在fork之後，父程序和子程序各自關閉它們不需要使用的檔案描述符，這樣就不會干擾對方使用的檔案描述符。是網路服務程序常用的方法。
 

除了開啟檔案之外，父程序的很多其他屬性也由子程序繼承，包括：

• 實際使用者ID、實際組ID、有效使用者ID、有效組ID。
• 附屬組ID
• 程序組ID
• 會話ID
• 控制終端
• 設定使用者ID標誌和設定組ID標誌
• 當前工作目錄
• 根目錄
• 檔案模式建立遮蔽字
• 訊號遮蔽和安排
• 對任一開啟檔案描述符的執行時關閉（close-on-exec）標誌
• 環境
• 連線的共享儲存段
• 儲存映像
• 資源限制

父程序和子程序之間的區別在於：

• fork的返回值不同。
• 程序ID不同
• 這兩個程序的父程序ID不同：子程序的父程序ID是建立它的程序ID，而父程序的ID則不變。
• 子程序的tms_utime、tms_stime、tms_cutime和tms_ustime的值設定為0.
• 子程序不繼承父程序設定的檔案鎖。
• 子程序的未處理鬧鐘被清除。
• 子程序的未處理訊號集設定為空集。

fork函式被呼叫一次，返回兩次。子程序中返回值是0，父程序中返回值是子程序的pid

子程序是父程序的副本，子程序獲得父程序的資料空間、堆和棧的副本。注意，在是子程序擁有的副本。父子程序並不共享這些儲存空間部分。父子程序共享正文段。

由於在fork之後經常跟隨著exec，所以現在的很多實現並不執行一個父程序資料段、堆和棧的完全副本。作為替代，使用了寫時複製技術。

4種平臺都支援的變體：vfork；Linux的變體：clone系統呼叫，允許呼叫者控制哪些部分由父子程序共享。

fork之後是父程序先執行還是子程序先執行是不確定的

父程序中的所有開啟檔案描述符都被複制到子程序中，父子程序為每個相同的開啟描述符共享一個檔案表項，故共享同一檔案偏移量。如果父子程序寫同一描述符執行的檔案，又沒有任何形式的同步，那麼它們的輸出就會混合。 在fork之後處理檔案描述符有以下兩種常見的情況：

• 父程序等待子程序完成。這種情況下，父程序無需對其描述符做任何處理。
• 父程序和子程序各自執行不同的程式段。這種情況下，fork之後，父子程序各自它們不需要使用的檔案描述符。

strlen和sizeof的區別：前者不包括null位元組，一次函式呼叫；後者包括null位元組，編譯時計算

除了檔案描述符之外，父程序的很多其他屬性也由子程序繼承，包括： 實際使用者ID、實際組ID、有效使用者ID、有效組ID

附屬組ID
程序組ID
會話ID
控制終端
SUID和SGID標誌（stat結構的st_mode成員）
當前工作目錄
根目錄
檔案模式建立遮蔽字umask
訊號遮蔽和處理
對任一開啟檔案描述符的執行時關閉（close-on-exec）標誌
環境
連線的共享儲存段
儲存映像
資源限制
是否繼承nice值由具體實現自行決定

父程序和子程序之間的區別具體如下：

1, fork的返回值不同
2, pid不同
3, 這兩個程序的父程序不同
4, 子程序的tms_utime、tms_stime、tms_cutime和tms_ustime的值設定為0
5, 子程序不繼承父程序設定的檔案鎖
6, 子程序的未處理鬧鐘被清除
7, 子程序的未處理訊號集設定為空集

fork失敗的兩個主要原因：

1, 系統中已經有了太多的程序
2, 該實際使用者ID的程序總數超過了系統限制

fork有以下兩種用法：

1) 一個父程序希望複製自己，使父程序和子程序同時執行不同的程式碼段。這在網路伺服器中是常見的。
2) 一個程序要執行一個不同的程式。這對shell是常見的情況。某些系統將fork+exec組合成一個操作spawn

vfork和fork函式的區別： * vfork函式用於建立一個新程序，而該新程序的目的是exec一個新程式，故不將父程序的地址空間完全複製到子程序中，因為子程序會立即呼叫exec（或exit），於是也就不會引用該地址空間。不管在子程序呼叫exec或exit之前，它在父程序的空間中執行。 * 另一個區別是vfork保證子程序先執行，在它呼叫exec或exit之後父程序才可能被排程執行。故如果在呼叫這兩個函式之前子程序依賴於父程序的進一步動作，則會導致死鎖。

8.5 函式exit

5種正常終止方式：

1，從main中執行return，等效於呼叫exit
2，呼叫exit函式，呼叫各終止處理程式，關閉標準I/O流，最後呼叫_exit函式
3，呼叫_exit或_Exit
4，程序的最後一個執行緒在其啟動例程執行return語句，該程序以終止狀態0返回
5，程序的最後一個執行緒呼叫pthread_exit，程序終止狀態總是0

3種異常終止方式：

1，呼叫abort，它產生SIGABRT訊號
2，當程序接收到某些訊號時，訊號可由程序自身（如呼叫abort函式）、其他程序或核心產生
3，最後一個執行緒對“取消”請求做出響應

不管程序如何終止，最後都會執行核心中的同一段程式碼。這段程式碼為相應的程序關閉所有開啟描述符，釋放它所使用的儲存器等。 注意：“退出狀態”（3個exit函式的引數或main的返回值）區別於“終止狀態”。在最後呼叫_exit時，核心將退出狀態轉換為終止狀態。

• 如果父程序在子程序之前終止，則稱子程序為孤兒程序。子程序 ppid變為1，稱這些程序由init程序收養。一個init程序收養的程序終止時，init會呼叫一個wait函式取得其終止狀態，防止它成為殭屍程序。
• 如果子程序在父程序之前終止，核心為每個終止子程序儲存了一定量的資訊，至少包括pid、該程序的終止狀態以及該程序使用的CPU時間總量。核心可以釋放終止程序所使用的所有儲存區，關閉其所有開啟檔案。在Unix術語中，一個已經終止、但其父程序尚未對其進行善後處理（獲取終止子程序的有關資訊、釋放它仍佔用的資源）的程序被稱為殭屍程序zombie/defunct。

8.6 函式wait和waitpid

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

• 呼叫wait或waitpid的程序可能：

  如果其所有子程序都還在執行，則阻塞 如果一個子程序終止，正等待其父程序獲取其終止狀態，則取得該子程序的終止狀態立即返回 如果它沒有任何子程序，則立即出錯返回

• 如果程序由於收到SIGCHLD訊號而呼叫wait，我們期望wait會立即返回。
• wait與waitpid的區別 waitpid有一選項，可使呼叫者不阻塞 waitpid可以控制它所等待的程序

• 若statloc不是NULL，則終止程序的終止狀態就存放在它所指向的單元內。該整型狀態字由實現定義，其中某些位表示退出狀態（正常返回），其他位則指示訊號編號（異常返回），有一位指示是否產生了core檔案。

• waitpid函式中的pid引數的解釋： pid == -1，等待任一子程序，等價於wait函式 pid > 0，等待pid等於該值的子程序 pid == 0，等待組ID等於呼叫程序組ID的任一子程序 pid < 0，等待組ID等於pid絕對值的任一子程序

• waitpid函式中的options引數：WNOHANG（不阻塞）、WCONTINUED、WUNTRACED
• 如果一個程序fork一個子程序，但不要它等待子程序終止，也不希望子程序處於殭屍狀態直到父程序終止，實現這一要求的訣竅是呼叫fork兩次。

#include <sys/wait.h>
    int waitid(idtype_t idtype, id_t id, siginfo_t *infop, int options);
        return: 0, error: -1
* idtype引數：P_PID、P_PGID、P_ALL
* options引數：WEXITED、WNOHANG...
* infop引數是指向siginfo結構的指標

8.8 函式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: 程序ID， error: -1

• 允許核心返回由終止程序及其所有子程序使用的資源概況，包括使用者CPU時間總量、系統CPU時間總量、缺頁次數、接收到訊號的次數等。 man 2 getrusage

8.9 競爭條件

當多個程序都企圖對共享資料進行某種處理，而最後的結果又取決於程序執行的順序時，則發生了競爭條件。fork函式是競爭條件活躍的滋生地。

8.10 函式exec

一個可執行的二進位制檔案來載入另一個應用程式，來”代替”當前執行的程序，即載入了一個新的程序。因為exec並不建立新程序，所以必須首先使用fork複製一箇舊的程式，然後呼叫exec在系統上建立另一個應用程式

總體來說：fork負責產生空間、exec負責載入實際的需要執行的程式函式exec

當程序呼叫exec函式時，該程序執行的程式完全替換為新程式，而新程式則從其main函式開始執行。

因為呼叫exec並不建立新程序，所以前後的程序ID並未改變。exec只是用磁碟上的一個新程式替換了當前

程序的正文段、資料段、堆段和棧段。

7種不同的exec函式使UNIX系統程序控制原句更加完善。用fork可以建立新程序，用exec可以初始執行新的程式。exit函式和wait函式處理終止和等待終止。這些是基本的程序控制原語。後面會有由原語構造的 popen和system之類的函式。

#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，新程式的每個命令列引數都是一個單獨的引數，空指標結尾
• v表示向量vector，指標陣列
• e代表傳遞一個指向環境字串指標陣列的指標
• p代表使用呼叫程序中的environ變數為新程式複製現有的環境

• 在執行exec後，pid沒有改變。但新程式從呼叫程序繼承了下列屬性：

  • pid和ppid
  • 實際使用者ID和實際組ID
  • 附屬組ID
  • 程序組ID
  • 會話ID
  • 控制終端
  • 鬧鐘尚餘留的時間
  • 當前工作目錄
  • 根目錄
  • 檔案模式建立遮蔽字umask
  • 檔案鎖
  • 程序訊號遮蔽
  • 未處理訊號
  • 資源限制
  • nice值
  • tms_utime、tms_stime、tms_cutime、tms_cstim

  對開啟檔案的處理：若檔案描述符的執行時關閉（close-on-exec，預設通過fcntl設定）標誌被設定（預設沒有設定），則在執行exec時關閉該描述符；否則仍保持開啟。POSIX.1明確要求在exec時關閉開啟目錄流。

8.11 更改使用者ID和更改組ID

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

• 關於誰能更改ID的若干規則（這裡討論更改使用者ID的規則，同樣適用於組ID）
• 實際使用者ID ruid、有效使用者ID euid、儲存的設定使用者ID sSUID。假定_POSIX_SAVED_IDS為真 若程序具有root特權，則setuid函式將ruid、euid和sSUID設定為引數uid的值 若程序沒有root特權，但uid等於ruid或sSUID，則setuid函式只將euid設定為uid 如果上面兩個條件都不滿足，則errno設定為EPERM，並返回-1
• 關於核心所維護的3個使用者ID，還有注意以下幾點：
  • 只有root程序可以更改ruid。通常，ruid是在使用者登入時，由login程式設定的，而且決不會改變它。
  • 僅當對程式檔案設定了SUID位，exec函式才設定euid。沒有設定SUID位，則euid = ruid。
  • sSUID是由exec複製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

• 交換實際使用者ID和有效使用者ID的值,如若其中任一引數的值為-1，則表示相應的ID應當保持不變。
• 規則：一個非root使用者總能交換ruid和euid，這就允許一個設定了SUID的程式交換成普通使用者許可權後，可以再次交換會SUID許可權

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

• 對於非root使用者，可將euid設定為其ruid或sSUID；這與setuid函式一樣
• 對於root使用者，可將其euid設定為uid，而ruid、sSUID保持不變
• 組ID：上面所說的一切都以類似方式適用於各個組ID。附屬組ID不受setgid、setregid、setegid函式的影響。

8.12 直譯器檔案

現今UNIX系統都支援直譯器檔案（interpreter file），它是一種文字檔案，起始行形式是： #! pathname[optinal-argument] shell指令碼中常見的行開始：#! /bin/sh

上面pathname是絕對路徑名，對它不進行特殊處理，對此檔案的識別是由核心作為exec系統呼叫處理的一部分完成的。所以真正執行檔案的是exec函式程序，而不是直譯器檔案。

直譯器是pathname指定的。

8.13 函式system

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

如果cmdstring是一個空指標，則僅當命令處理程式可用時，system返回非0值，這一特徵可以確定給定的作業系統上是否支援system函式。在UNIX中，system總是可用的。

因為system在其實現中呼叫了fork、exec和waitpid，所以有3種返回值：

1. fork失敗或者waitpid返回除EINTR之外的出錯，則system返回-1，並且設定errno以指示錯誤型別。
2. 如果exec失敗（表示不能執行shell），則其返回值如同shell執行了exit(127)一樣。
3. 否則所有3個函式（fork、exec和waitpid）都成功，那麼system的返回值是shell的終止狀態，其格式已在waitpid中說明。

8.14 程序會計

• accton命令啟用會計處理；在Linux中，該檔案是/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 */
};

大多數UNIX系統提供了一個選項一進行程序會計（process accounting）處理。啟用該選項後，沒當程序結束時核心就寫一個會計記錄。典型的會計記錄包含總量較小的二進位制資料，一般包括命令名、所使用的的CPU時間總量、使用者ID和組ID、啟動時間等。

會計記錄所需的各個資料（各CPU時間、傳輸的字元數等）都有核心保安在程序表中，並在一個新程序被建立是初始化（如fork之後再子程序中）。程序終止時寫一個會計記錄。這產生兩個後果：

1, 我們不能獲取永遠不終止的程序的會計記錄。像init這樣的核心守護程序。
2, 在會計檔案中記錄的順序對應於程序終止的順序，而不是他們啟動的順序。

會計記錄對應於程序而不是程式。在fork之後，核心位子程序初始化一個記錄，而不是在一個新程序被執行時初始化。雖然exec並不建立一個新的會計記錄，但相應記錄中的命令名改變了，AFORK標誌則被清除。這意味著，如果一個程序順序執行了3個程式（A exec B、B exec C，最後是C exit），只會寫一個會計記錄。在該記錄中命令名對應於程式C，但CPU時間是程式A、B和C之和。

8.15 使用者標識

• 獲取登陸名

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

• 如果呼叫此函式的程序沒有連線到使用者登陸時所用的終端，則函式會失敗。通常稱這些程序為守護程序。

8.16 程序排程

• 程序通過調整nice值選擇以更低優先順序執行。只有特權程序允許提高排程許可權。
• nice值的範圍在0~（2*NZERO）-1之間，NZERO為系統預設的nice值。nice值越小，優先順序越高

#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 程序時間

我們可以度量的3個時間：

1，牆上時鐘時間；
2，使用者CPU時間；
3，系統CPU時間。

#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 */
};

上結構沒有包含牆上時鐘時間，times函式返回牆上時鐘時間作為其函式值。此值相對於過去的某一時刻度量的。前後使用相減就是時間差。