Unix/Linux编程-进程

进程

6.1 进程的开始与终止

6.1.1 mian函数

当内核执行C程序时，在调用main前先调用一个特殊的启动例程。可执行程序文件将此启动例程指定为程序的其实地址，这时由连接编辑器设置的，而连接编辑器则由C编译器调用。启动历程从内核取得命令行参数和环境变量值，然后为按上述方式调用main函数做好安排。

6.1.2 进程终止

有8种方式使进程终止，其中1-5为正常终止，6-8为异常终止，它们是：
(1) 从main返回；
(2) 调用exit；
(3) 调用_exit或_Exit；
(4) 最后一个线程从其启动例程返回；
(5) 从最后一个线程调用pthread_exit
(6) 调用abort
(7) 接到一个信号
(8) 最后一个线程对取消请求做出响应。

6.1.3 退出函数

#include <stdlib.h> void exit(int status); void _Exit(int status); #include <unistd.h> void _exit(int status);

3个函数用于正常终止一个程序；_exit和_Exit立即进入内核，exit则限制性一些清理处理，然后返回内核。exit函数总是执行一个标准I/O库的清理关闭操作。
3个函数都带一个整型参数，称为终止状态。

6.1.4 函数atexit

按照ISO C的规定，一个进程可登记多至32个函数，这些函数将由exit自动调用。我们称这些函数为终止处理函数，并调用atexit函数来登记这些函数

#include <stdlib.h> int atexit(void (*fun) (void)); 返回值：成功返回0，错处返回非0

参数是一个函数指针，当调用此函数无需向他传递任何参数，也不期望他返回一个值。exit调用这些函数的顺序与登记时候的顺序相反。
下图显示了一个C程序时如何启动的，以及它终止的各种方式：

6.2 命令行参数与环境表

6.2.1 命令行参数

当执行一个程序时，调用 exec的 进程可将命令行参数传递给新程序。

6.2.2 环境表

每个程序都接收到一张环境表，环境表是一个字符指针数组，全局变量environ则包含了该指针数组的地址：
extern char **environ;
其中每个字符串的结尾处都显示的有一个null字节。

6.2.3 环境变量
如同前述，环境字符串的形式是：
name=value
Unix内核并不查看这些字符串，它们的解释完全取决于各个应用程序。
ISO C定义了一个函数getenv，可以用其取环境变量值，但是该标准又称环境的内容是由实现定义的：

#include <stdlib.h> char *getenv(const char *name); 扫描二维码关注公众号，回复： 4586815 查看本文章 返回值：指向与name关联的value的指针；未找到返回NULL

函数返回一个指针，指向name=value字符串中的value。

除了获取环境变量值，有时也需要设置环境变量。我们可能希望改变现有变量的值，或者是增加新的环境变量，但并不是所有系统都支持这种能力。

#include <stdlib.h> int putenv(char *str); 返回值：成功返回0，出错返回非0 int setenv(const char *name, const char *value, int rewite); int unsetenv(const char *name); 返回值：成功返回0，出错返回-1

(1) putenv取形式为name=value的字符串，将其放到环境表中。如果name已经存在，则先删除其原来的定义。
(2) setenv将name设置为value。如果在环境中name已经存在，那么若rewrite非0，则首先删除其现有的定义，若rewrite为0，则不删除现有定义（name不设置为新的value，而且也不出错）。
(3) unsetenv删除name的定义。即使不存在这种定义也不算出错。


putenv和setenv的区别：
setenv必须分配存储空间，以便依据其参数创建name=value字符串。putenv可以自由地将传递给他的参数字符串直接放到环境中。确实，许多实现就是这么做的。因此，将存放在栈中的字符串作为参数传递给putenv就会发生错误，其原因是，从当前函数返回时，其栈帧占用的存储区可能被重用。

6.3 进程标识

每个进程都要一个非负整数表示的唯一进程ID。虽然是唯一的，但是进程ID是可复用的。当一个简称终止后，其进程ID就成为复用的候选者。大多数Unix系统实现延迟复用算法，使得赋予新建进程的ID不同于最近终止进程所使用的ID。
系统中有一些专用进程，ID为0的进程通常是调度进程，场场被称为交换进程，该进程是内核的一部分，它并不执行任何磁盘上的程序，因此被称为系统进程。ID为1的进程通常是init进程，在自举过程结束时由内核调用。init通常读取与系统有关的初始化文件，并将系统引导到一个状态，init进程绝不会终止。

#include <unistd> pid_t getpid(void); 返回值：调用进程的进程ID pid_t getppid(void); 返回值：调用进程的父进程ID uid_t getuid(void); 返回值：调用进程的实际用户ID uid_t geteuid(void); 返回值：调用进程的有效用户ID gid_t getgid(void); 返回值：调用进程的实际组ID gid_t getegid(void); 返回值：调用进程的实际组ID

6.4 创建一个新进程：fork

6.4.1 fork函数

#include <unistd.h> pid_t fork(void); 返回值：子进程返回0，父进程返回子进程ID；出错返回-1

fork创建的新进程被称为子进程。fork函数被调用一次，但返回两次（一次在父进程中，一次在子进程中）。两次返回的区别是子进程的返回值是0，而父进程的返回值则是新建子进程的进程ID。子进程和父进程继续执行fork调用之后的指令。子进程是父进程的副本，子进程获得父进程的数据空间、堆和栈的副本。父进程和子进程并不共享这些存储空间部分，共享正文段。
由于fork之后经常跟着exec，所以现在很多实现并不执行一个父进程数据段、堆和栈的完全副本。所谓替代，使用了写时赋值技术。这些区域由父进程和子进程共享，而且内核将他们的访问权限改变为只读。如果父进程和子集成中的任何一个试图修改进程共享，则内核只为修改区域的那块内存制作一个副本，通常是虚拟存储系统中的一页。
一般来说，在fork之后是父进程先执行还是子进程先执行是不确定的，这取决于内核所使用的调度算法。

6.4.2 父进程和子进程之间的区别

(1) fork的返回值不同。
(2) 进程ID不同。
(3) 两个进程的父进程ID不同；子进程的父进程ID是创建它的进程的ID，而父进程的父进程ID不变。
(4) 子进程的tms_utime、tms_stime、tms_cutime和tms_ustime的值设置为0.
(5) 子进程不继承父进程设置的文件锁。
(6) 子进程的未处理信号集合为空集。

6.4.3 fork失败的原因

(1) 系统中已经有了太多的进程。
(2) 该实际用户ID的进程总数超过了系统限制

6.4.4 fork的应用场景

(1) 一个父进程希望复制自己，使父进程和子进程同时执行不同的代码段。
(2) 一个进程要执行不同的程序。这种情况下，子进程从fork返回后立即调用exec。

6.5 wait和waitpid

当一个进程正常或异常终止时，内核就向其父进程发送SIGCHLD信号。子进程终止是异步时间，所以这种信号也是内核向父进程发的异步通知。父进程可以选择忽略该信号，或者提供一个该信号发生时被调用的执行函数（信号处理程序）。对于这种信号的系统默认动作是忽略它。

#include <sys/wait.h> pid_t wait(int *statloc); pid_t waitpid(pid_t pid, int *statloc, int options); 返回值：成功返回进程ID，错处返回0或-1

我们需要知道，调用wait或waitpid的进程可能会发生什么：
(1) 如果其所有子进程都还在运行，则阻塞。
(2) 如果一个子进程已终止，正等待父进程获取其终止状态，则取得该子进程的终止状态立即返回。
(3) 如果他没有任何子进程，则立即出错返回。


参数statloc如果不是一个空指针，则终止进程的终止状态就存放在它所指向的单元内。终止状态用第一在<sys/wait.h>中的宏来查看。有4个互斥的宏可用来取得进程终止原因。

宏	说明
WIFEXITED(status)	若为正常终止进程返回的状态，则为真。可执行WEXITSTATUS(status)，获取子进程传送给exit或_exit参数的低8位
WIFSIGNALED(status)	若为异常终止子进程返回的状态，则为真（接到一个不捕获的信号）。可执行WTERMSIG(status)，获取使子进程终止的信号编号。
WIFSTOPPED(status)	若为当前暂停子进程的返回状态，则为真。可执行WSTOPSIG(status)，获取使子进程暂停的信号编号
WIFCONTUNUED(status)	若在作业控制暂停后已经继续的子进程返回了状态，则为真。

waitpid函数提供以下功能：
(1) pid==-1，等待任一进程，与wait等效。
(2) pid>0，等待进程ID与pid相等的子进程。
(3) pid==0，等待组ID等于调用进程ID的任一子进程。
(4) pid<-1，等待组ID等于pid绝对值的任子进程。
对于waitpid，如果指定的进程或进程组不存在，或者参数pid指定的进程不是调用进程的子进程，都可以能出错。
options参数使我们能进一步控制waitpid的操作，此参数或者是0，或者是下面的常量按位或运算的结果。

常量	说明
WCONTNUED	若实现支持作业控制，那么由pid指定的任一子进程在停止后已经继续，但其状态尚未报告，则返回其状态。
WNOHANG	若pid指定的子进程并不是立即可用的，则waitpid不阻塞，此时其返回值为0。

6.6 waitid函数

#include <sys/wait.h> int waited(idtype_t idtype, id_t id, siginfo_t *infop, int options); 返回值：若成功，返回0，出错返回-1

waitid允许一个进程指定要等待的子进程，但它使用两个单独的参数表示要等待的子进程所属的类型，而不是将此进程ID或进程组ID合成一个参数。id参数的作用域idtype的值相关。该函数支持的idtype类型如下：

常量	说明
P_PID	等待一特定进程：id包含要等待子进程的进程ID
P_PGID	等待一特定进程组中的任一子进程：id包含要等待子进程的进程组ID
P_ALL	等待任一子进程：忽略id

options参数如下各标志位的按位或运算：

常量	说明
WCONTINUED	等待一进程，它以前曾被停止，此后已继续，但其状态尚未报告。
WEXITED	等待已退出的进程。
WNOHANG	如无可用的子进程退出状态，立即返回而非阻塞。
WNOWAIT	不破坏子进程退出状态。该子进程退出状态可由后续的wait、waitid或waitpid调用取得。
WSTOPPED	等待一进程，它已经停止，但其状态尚未报告。

WCONTINUED、WEXITED或WSTOPPED这3个常量之一必须在options参数中指定。
infop参数是指向siginfo结构的指针。该结构包含了在成子进程状态改变的有关信号的详细信息。

6.7 exec函数族

当进程调用一种exec函数时，该进程执行的程序完全替换为新程序，而新程序则从其main函数开始执行。因为调用exec并不创建新进程，所以前后的进程ID并未改变。exec只是用磁盘上的一个新程序替换了当前程序的正文段、数据段、堆段和栈段。

#include <unistd.h> int execl(const char *pathname, const char *arg0, … /* (char *) 0  */); int execv(const char *pathname, car *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 srgv[]); int fexecve(int fd, char *const argv[], char *const envp[]); 出错返回-1，成功不返回。

前4个函数取路径名作为参数，后两个函数则取文件名作为参数，最后一个取文件描述符作为参数。当指定filename作为参数时：
(1) 如果filename包含/，则就将其视为路径名；
(2) 否则就按PATH环境变量，在它所指定的各目录中搜索可执行文件。


如果execlp或execvp使用路径前缀中的一个找到了一个可执行文件，但是该文件不是由链接编辑器产生的机器可执行文件，则就认为该文件是一个shell脚本。
execl、execlp和execle要求将新程序的每一个命令行参数都说明为一个单独的参数，以空指针结尾。对于另外4个函数，则应先构造一个指向各参数的指针数组，然后将该数组地址作为4个函数的参数。
以e结尾的3个函数可以传递一个指向环境字符串指针数组的指针。

6.8 更改用户ID和更改组ID

可以用setuid函数设置实际用户ID和有效用户ID。于此类似，可以用setgid函数设置实际组ID和有效组ID。

#include <unistd.h> int setuid(uid_t uid); int setgid(gid_t gid); 函数返回值：成功返回0，出错返回-1

更改用户ID（组ID）的规则：
(1) 若进程具有超级用户特权，则setuid函数将实际用户ID、有效用户ID以及保存的设置用户ID设置为uid。
(2) 若进程没有超级用户去特权，但是uid等于实际用户ID或保存的设置用户ID，则setuid将有效用户ID设置为uid。
(3) 若上面两个条件都不满足，则errno设置为EPERM，并返回-1。


关于内核所维护的3个用户ID，还需要注意一下几点：
(1) 只有超级用户进程可以更改实际用户ID。通常，实际用户ID是在用户登录时，有login(1)程序设置的，而且决不会改变它。因为login是一个超级用户进程，调用它时，设置所有3个用户ID。
(2) 仅当对程序文件设置了设置用户ID位时，exec才设置有效用户ID。如果设置用户ID位没有设置，exec函数不会改变有效用户ID，而将维持其现有值。 任何时候都可以调用setuid，将有效用户ID设置为实际用户ID或保存的设置用户ID。自然地，不能将有效用户ID设置为任一随机值。
(3) 保存的设置用户ID是由exec赋值有效用户ID而得到的。如果设置了文件的设置用户ID位，则在exec根据文件的用户ID设置了进程的有效用户ID以后，这个副本就被保存起来了。
更改3个用户ID不同的方法：

ID	exec		setuid
	设置用户ID关闭	设置用户ID为打开	超级用户	非特权用户
实际用户ID	不变	不变	设为uid	不变
有效用户ID	不变	设置为程序文件的用户ID	设为uid	设为uid
保存的设置用户ID	从有效用户ID复制	从有效用户ID复制	设为uid	不变

6.9 进程调度

Unix系统历史上对进程提供的只是基于调度优先级的粗粒度的控制，调度策略和调度优先级是由内核确定的。进程通过调整nice值选择以更低优先级运行，只有特权进程允许提高调度权限。nice值越小，优先级越高。
进程可以通过nice函数获取或更改他的nice值，只影响自己的nice值，不能影响其他任何进程的nice值。

6.9.1 nice函数

#include <unistd.h> int nice(int incr); 返回值：成功返回新的nice值NZERO，出错返回-1

incr参数被增加到调用进程的nice值上。如果incr太大，系统直接把它降低到最大的合法值，由于-1是合法的成功返回值，在调用nice函数之前需要清除errno，在nice函数返回-1时，需要检查他的值。如果nice调用成功，并且返回值为-1，那么errno仍然为0,。如果errno部位0，说明nice调用失败。

6.9.2 getpriority函数

getpriority函数可以像nice函数那样用于获取进程的nice值，但是getpriority还可以获取一组相关进程的nice值。

#include <sys/resource.h> int getpriority(int which, id_t who); 返回值：成功返回-NZERO~NZERO-1之间的nice值，出错返回-1.

which参数可以取一下三个值之一：PRIO_PROCESS表示进程，PRIO_PGRP表示进程组，PRIO_USER表示用户ID。which参数控制who参数是如何解释的，who参数选择感兴趣的一个或多个线程。如果who参数为0，表示调用进程、进程组或用户（取决于which参数的值）。

6.10 进程时间

任一进程都可以调用times函数获得它自己以及已终止子进程的上述值

#include <sys/timies.h> clock_t times(struct tms *buf); 车才能更改，返回流逝的墙上时间（以时钟滴答数为单位），出错返回-1

tms结构体定义如下：

struct tms {                clock_t tms_utime;  /* user time */                clock_t tms_stime;  /* system time */                clock_t tms_cutime; /* user time of children */                clock_t tms_cstime; /* system time of children */            };

此结构没有包含墙上时钟时间，times函数返回墙上时钟时间作为其函数值。