1、简介
本章我们将讲述UNIX系统提供的进程控制相关的内容。包括新进程的创建，程序的执行，以及进程的终止。我们也会看到进程属性相关的各种ID：真实(real user)用户/组ID，有效(effective user)用户/组ID，保存(saved)用户/组ID，以及进程的基本控制（控制原语）如何影响它们。本章也谈到了解释器文件以及system函数。最后我们通过讲述大多UNIX系统提供的进程记账机制结束本章，这也使得我们从一个不同的角度来看待进程控制函数。
译者注
原文参考
2、进程标识
每一个进程用非负数字来唯一标识（即pid），由于进程pid具有唯一性，所以也常用做其他需要确保唯一性的标识的一部分。例如一些特殊的文件名称中就含有进程pid。
尽管进程pid是唯一的，但是它可以在进程结束之后再度被重新利用。大多数系统会在进程结束之后延迟其pid的重复利用，防止随后的进程很快采用先前结束进程的pid，导致一些错误。
另外有一些特殊的进程：pid为0的进程是调度进程(swapper)，磁盘中没有这个进程对应的可执行文件，因为它是内核的一部分，作为系统进程；pid为1的进程一般就是init程序，它在内核加载的最后阶段被调用，其对应的可执行文件在早期的版本中是 /etc/init ，后来的版本中是 /sbin/init ，这个进程用来在系统内核启动之后运行一些操作系统必须的脚本，它会读取一些例如 /etc/rc* 或者 /etc/inittab , /etc/init.d/* 系统无关的脚本,然后系统将进入特定状态，例如多用户状态等。init进程不会死掉，它是一个一般用户进程，不像swapper那样是内核里面的系统进程，init用supersuser的权限运行,后面会提到init也是所有孤儿进程的父亲进程。
每个系统的实现也有一些自己的核心进程集合，用来提供一些服务。例如在一些unix系统中pid为2的进程是 pagedaemon，支持虚拟内存系统的页机制。
除了PID,还有进程还有其他的标识属性，如下是获取这些属性的相关函数：
#include <unistd.h>
pid_t getpid(void);
返回:调用进程的PID.
pid_t getppid(void);
返回：调用进程的父进程PID.
uid_t getuid(void);
返回：调用进程的真实用户ID。
uid_t geteuid(void);
返回：调用进程的有效用户ID.
gid_t getgid(void);
返回：调用进程的真实ID组。
gid_t getegid(void);
返回：调用进程的有效ID组。
注意:这些函数都不会返回错误。
译者注
原文参考
3、fork
（1）创建进程使用fork来实现，fork函数如下
#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
返回：在子进程中返回为0；父进程中返回为子进程PID,如果出错返回1（实际值一般为-1）。
通过fork创建的新进程叫做子进程。这个fork函数调用了一次（在父进程中），但是返回了两次（在父进程中，以及新出现的子进程中）。通过返回值可知是父还是子进程。因为没有获得一个进程子进程PID的函数，所以在父进程的fork返回中会返回子进程PID，以做记录和判断等用。因为所有子进程只可能有一个父进程，所以在子进程中fork返回0，子进程可以通过getppid来获得父进程的进程ID(进程PID为0的进程是内核中的swapper所以它不可能是某个进程的子进程)。
在调用fork之后，产生的子进程和父进程会继续在代码中fork调用的后面继续执行。子进程是父进程的一个拷贝，它拷贝了父进程的数据空间，堆和栈空间，一定要注意这是一份拷贝，父子进程不会共享这部分内存的内容。父子进程共享的部分是代码段部分。
由于fork一般会接着一个exec函数，当前的系统实现一般不会立即执行父进程数据，堆，栈的拷贝。一般会使用一种copy-on-write(COW)的技术，也就是说，这些区域起初是父子进程共享的，一旦有进程进行了修改这些区域的操作，内核才会创建相应区域内存的一份拷贝（一般是虚拟内存的页）。
实际上有不同种类的fork函数。本文中的四种系统都支持vfork(2)函数，这个函数在后面会提到。
- Linux 2.4.22 提供使用clone系统调用来创建新进程。这个系统调用是一个fork的通用形式，允许调用者控制在父子进程***享哪部分数据。
- FreeBSD 5.2.1 提供rfork系统调用，和Linux中的clone系统调用类似，rfork是从Plan 9操作系统中继承过来的。
- Solaris 9 提供两个线程库,一个是POSIX的,一个是Solaris threads.两种fork的动作有所不同。对于POSIX，fork创建一个只包含调用线程的进程，但是Solaris的fork创建的进程包含调用线程的进程中的所有线程的拷贝。为了提供和posix类似的fork，solaris提供了一个fork1函数，它可以创建一个只拷贝调用线程的进程。
（2）fork的使用
下面给出一个使用fork函数的例子：
int glob = 6; /* external variable in initialized data */
char buf[] = "a write to stdout\n";
int
main(void)
{
int var; /* automatic variable on the stack */
pid_t pid;
var = 88;
if (write(STDOUT_FILENO, buf, sizeof(buf)-1) != sizeof(buf)-1)
err_sys("write error");
printf("before fork\n"); /* we don't flush stdout */
if ((pid = fork()) < 0) {
err_sys("fork error");
} else if (pid == 0) { /* child */
glob++; /* modify variables */
var++;
} else {
sleep(2); /* parent */
}
printf("pid = %d, glob = %d, var = %d\n", getpid(), glob, var);
exit(0);
}
运行这个例子，得到如下结果：
$ ./a.out
a write to stdout
before fork
pid = 430, glob = 7, var = 89 child's variables were changed
pid = 429, glob = 6, var = 88 parent's copy was not changed
$ ./a.out > temp.out
$ cat temp.out
a write to stdout
before fork
pid = 432, glob = 7, var = 89
before fork
pid = 431, glob = 6, var = 88
在上面的这个例子中，给出了一个使用fork的例子，并且通过这个例子我们应该知道：
- 如果fork之后，是parent先运行还是children这是不确定的，取决于内核的调度算法。
- 子进程是父进程的拷贝，包括文件缓存等都是一个副本,所以子进程修改不会影响父进程。
- 由于子进程拷贝了父进程的数据空间，如果使用库函数打印，重定向时可能同一个打印语句在文件中出现两次，因为缓存也拷贝了。
（3）文件共享
父子进程之间共享文件偏移量，这样在父子进程同时写一个文件的时候容易控制它们之间的配合；如果不共享的话，有些定位之类的操作很难配合进行或者很麻烦。当然如果父子不同步的话，两者对文件的输出可能会相互干扰。
一般fork之后，有两种操作文件描述符号的情况：
- 父进程等待子进程结束。这时候父进程不需要对文件描述符号做任何事情，在子进程结束之后子进程读写的文件描述符号的偏移会自动更新。
- 父子进程进行它们各自的操作。这时候，父子进程需要关闭它们不需要的文件描述符号,防止两者之间互相干扰。这在网络服务的环境下面经常会用到。
下面的图给出了调用fork之后父子进程打开共享文件的图示情况：
parent process table entry file table v-node table
+------------------------+ ----------->+-------------------+ ---->+-----------+
| fd file |/ +--->| file status flags | / | v-node |
| flags pointer / | +-------------------+ / |information|
| +-----+---------+ /| | |current file offset| / +-----------+
| fd0:| | |/ | | +-------------------+ / | i-node |
| +-----+---------+ | | | v-node pointer |/ |information|
| fd1:| | |\ | | +-------------------+ |...........|
| +-----+---------+ \| | | current |
| fd2:| | |\ \ | | file size |
| +-----+---------+ \|\ | +-----------+
| | | \ -------+--->+-------------------+
| | ...... | |\ | ->| file status flags | ----->+-----------+
| | | | \ | / +-------------------+ / | v-node |
| +---------------+ | \ / / |current file offset| / |information|
+------------------------+ \ / / +-------------------+ / +-----------+
\/ / | v-node pointer |/ | i-node |
/\/ +-------------------+ |information|
/ /\ |...........|
child process table entry / / \ | current |
+------------------------+ / / ---->+-------------------+ | file size |
| fd file |/ / -------->| file status flags | +-----------+
| flags pointer / / / +-------------------+
| +-----+---------+ /|/ / |current file offset| ------->+-----------+
| fd0:| | |/ / / +-------------------+ / | v-node |
| +-----+---------+ /|/ | v-node pointer |/ |information|
| fd1:| | |/ / +-------------------+ +-----------+
| +-----+---------+ /| | i-node |
| fd2:| | |/ | |information|
| +-----+---------+ | |...........|
| | | | | current |
| | ...... | | | file size |
| | | | +-----------+
| +---------------+ |
+------------------------+
除了打开的文件之外，还有许多父子进程共享的内容，具体参见参考资料给出列表。
父子进程不同的地方是：
- fork返回值不同。
- 进程PID不同。
- 进程的父进程PID不同，子进程的父进程PID设置为父进程，父进程的父进程PID不变。
- 子进程的tms_utime, tms_stime, tms_cutime, 和 tms_cstime取值设置为0.
- 父进程设置的文件锁不会被子进程继承。
- 在子进程中会把申请的警钟清空。
- 子进程会把申请的信号集合清空。
fork失败的原因有两个：
- 系统中进程数目太多（一般这是因为出现了什么问题而导致的）
- 当前用户 UID的进程数目超过了系统的限制。可以通过CHILD_MAX指定每个用户UID同时可以运行的进程的数目。
fork 一般有两种使用的方法：
- 进程想要复制自己，并且在同时执行另外的代码。这在网络中很常见：服务器端监听，接收到一个客户请求，之后它fork一个子进程来处理客户请求，然后父进程继续监听其他的请求。
- 进程想要执行一个不同的程序：一般都是fork之后调用exec来做的。
有些系统把2)的fork紧接这exec合并成了一个操作spawn. unix 把操作分成了两个部分，因为许多时候fork不需紧接着exec或者fork和exec之间需要做一些修改进程属性的操作等等。
Single UNIX Specification 在高级的real-time选项组包含了spawn接口。这些接口不是fork和exec的替代。他们用来支持很难高效地执行fork的系统，尤其是那些没有内存管理硬件支持的系统。
京公网安备 11010502036488号