引言 在上一則發(fā)表的關(guān)于 Linux 的文章中,敘述了 Linux 的相關(guān)概念,其中就包括進(jìn)程的資源,進(jìn)程的狀態(tài),以及進(jìn)程的屬性等相關(guān)內(nèi)容,在本則教程中,將著重敘述 Linux 進(jìn)程管理的內(nèi)容,其中就包括 Linux 進(jìn)程的創(chuàng)建,進(jìn)程的終止,進(jìn)程的等待相關(guān)內(nèi)容。
Linux 進(jìn)程的創(chuàng)建 函數(shù) fork 現(xiàn)有的一個進(jìn)程可以調(diào)用 fork 函數(shù)創(chuàng)建一個新進(jìn)程:
#include ? pid_t ?fork(void );/*?返回值:子進(jìn)程返回?0,父進(jìn)程返回子進(jìn)程 ID;若出錯,返回?-1 */
由 fork 創(chuàng)建的新進(jìn)程被稱為子進(jìn)程。fork 函數(shù)被調(diào)用一次,但返回兩次。兩次返回的區(qū)別是子進(jìn)程返回值是0,而父進(jìn)程的返回值是新建子進(jìn)程的進(jìn)程 ID,子進(jìn)程創(chuàng)建的過程大概是這樣的:從調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用 fork 后就有了子進(jìn)程,
fork ?創(chuàng)建子進(jìn)程是以父進(jìn)程為模板的、下面是一個 fork 函數(shù)創(chuàng)建一個進(jìn)程的例子:
int ?main (int ?argc,?char ?**argv) { ????printf ("I?am?process!\r\n" ); ????pid_t ?id?=?fork(); ????if ?(id?0 ) ????{ ????????printf ("fork?error\r\n" ); ????} ????else ?if ?(id?==?0 ) ????{ ????????printf ("I?am?child?process?and?myid?is?:%d,?my?parent?id?is?:%d\r\n" ,getpid(),getppid()); ????????sleep(3 ); ????} ????else ????{ ????????printf ("I?am?parent?process?and?myid?is:%d\r\n" ,getpid()); ????????sleep(3 ); ????} ????printf ("Now?you?can?see?me!\r\n" ); ????sleep(3 ); ????return ?0 ; }
下面是代碼的運(yùn)行結(jié)果:
image-20210626175003144 在使用 fork 創(chuàng)建子進(jìn)程的時候,內(nèi)核所做的工作是:
分配新的內(nèi)存塊和描述進(jìn)程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)給子進(jìn)程 將父進(jìn)程部分?jǐn)?shù)據(jù)結(jié)構(gòu)內(nèi)容拷貝到子進(jìn)程 添加子子進(jìn)程到系統(tǒng)進(jìn)程列表中 fork 返回,開始調(diào)度器調(diào)度 需要注意的是:fork 之前父進(jìn)程獨(dú)立運(yùn)行,fork 之后,父子兩個執(zhí)行流分別運(yùn)行。且 fork 之后,由調(diào)度器決定運(yùn)行順序 子進(jìn)程獲得父進(jìn)程數(shù)據(jù)空間、堆和棧的副本。需要注意的是,這是子進(jìn)程所擁有的副本。父進(jìn)程和子進(jìn)程并不共享這些存儲空間部分,但是由于在 fork 之后經(jīng)常跟隨著 exec,所以現(xiàn)在很多實現(xiàn)并不執(zhí)行一個父進(jìn)程數(shù)據(jù)段、堆和棧的完全副本,作為替代,使用了
寫時復(fù)制 技術(shù),這些區(qū)域由父進(jìn)程和子進(jìn)程共享,而且內(nèi)核將他們的訪問權(quán)限改變?yōu)橹蛔x。
寫時復(fù)制原理 在講述寫時復(fù)制的原理之前,首先得弄明白虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存兩個概念:
物理內(nèi)存:也就是相電腦的內(nèi)存條,如果電腦安裝了 2GB 的內(nèi)存條,那么系統(tǒng)就擁有 0~2GB 的物理內(nèi)存空間。 虛擬內(nèi)存:虛擬內(nèi)存是使用軟件模擬的,例如在 32 位的操作系統(tǒng)下,那么每個進(jìn)程都獨(dú)占 4GB 的虛擬內(nèi)存空間 應(yīng)用程序使用的是虛擬內(nèi)存,而虛擬內(nèi)存必須要映射到物理內(nèi)存中才可以使用,如果沒有映射到虛擬內(nèi)存地址,那么就會導(dǎo)致缺頁異常。下面是虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存映射時的一個示意圖:
image-20210626182114158 通過上述的示意圖可以看出來,引入了虛擬內(nèi)存的概念之后,兩個進(jìn)程相同的虛擬內(nèi)存地址能夠映射到不同的物理地址中。在介紹了虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存之后,緊接著來介紹寫時復(fù)制的基本原理,在前面的介紹中,我們知道虛擬內(nèi)存要能夠進(jìn)行使用,必須映射到物理內(nèi)存,如果不同進(jìn)程的虛擬內(nèi)存地址映射到相同的物理內(nèi)存地址,那么就實現(xiàn)了共享內(nèi)存機(jī)制。也就是如下圖所示:
image-20210627101948327 通過上述的示意圖可以看出來,進(jìn)程 A 的虛擬內(nèi)存空間和進(jìn)程 B 的虛擬內(nèi)存空間映射到了一塊相同的物理內(nèi)存地址中,所以呢,當(dāng)修改進(jìn)程 A 的虛擬內(nèi)存空間的數(shù)據(jù)時,那么進(jìn)程 B 虛擬內(nèi)存的數(shù)據(jù)也會跟著改變。依據(jù)這樣一個原理,實現(xiàn)了寫時復(fù)制的機(jī)制:寫時復(fù)制的一個過程大致如下所示:
創(chuàng)建子進(jìn)程時,將父進(jìn)程的虛擬內(nèi)存與物理內(nèi)存映射關(guān)系復(fù)制到子進(jìn)程,并將內(nèi)存設(shè)置為只讀 當(dāng)子進(jìn)程或者父進(jìn)程對內(nèi)存數(shù)據(jù)進(jìn)行修改的時候,便會觸發(fā)寫時復(fù)制機(jī)制,將原來的內(nèi)存頁復(fù)制一份新的,并重新設(shè)置其內(nèi)存映射關(guān)系,將父子進(jìn)程的內(nèi)存讀寫權(quán)限設(shè)置為可讀寫。 image-20210627103516488 但這個時候只能對內(nèi)存進(jìn)行讀操作,如果父進(jìn)程或子進(jìn)程對內(nèi)存進(jìn)行寫操作,那么將會觸發(fā)?
缺頁異常
,而在?
缺頁異常
?處理中會對物理內(nèi)存進(jìn)行復(fù)制,并且重新映射其內(nèi)存映射關(guān)系,這也就是寫時復(fù)制的機(jī)制。回過頭來,對于 fork 來講,有以下兩種用法:
一個父進(jìn)程希望復(fù)制自己,使得父進(jìn)程和子進(jìn)程同時執(zhí)行不同的代碼段,這在網(wǎng)絡(luò)服務(wù)進(jìn)程中是常見的,父進(jìn)程等待客戶端的服務(wù)請求。當(dāng)這種請求到達(dá)的時候,父進(jìn)程調(diào)用 fork ,使子進(jìn)程處理此請求。父進(jìn)程則繼續(xù)等待下一服務(wù)請求。 一個進(jìn)程要執(zhí)行一個不同的程序,在這種情況下,子進(jìn)程調(diào)用 fork 返回后立即調(diào)用 exec 。 而調(diào)用 fork 失敗的原因主要是:
系統(tǒng)中已經(jīng)有太多的進(jìn)程了 該實際用戶 ID 的進(jìn)程總數(shù)超過了系統(tǒng)限制 進(jìn)程中止 進(jìn)程有五種正常終止以及3種異常終止方式。首先敘述下5種正常的終止方式:
在 main 函數(shù)中執(zhí)行 return 語句,這等效于調(diào)用 exit。 調(diào)用 exit 函數(shù) 調(diào)用 _exit或 _Exit,對于 _Exit 來說,其目的是為進(jìn)程提供一種無需運(yùn)行終止處理程序或者信號處理程序而終止的方法。 進(jìn)程的最后一個線程在啟動例程中執(zhí)行 return 語句。但是,該線程的返回值不用作進(jìn)程的返回值。當(dāng)最后一個線程從其啟動例程返回時,該進(jìn)程以終止?fàn)顟B(tài) 0 返回。 進(jìn)程的最后一個線程調(diào)用?pthread_exit
函數(shù),與前面一樣,進(jìn)程的終止?fàn)顟B(tài)總是?0
。 三種異常終止具體如下:
調(diào)用?abort
,產(chǎn)生 SIGABRT 信號,這是下一種異常終止的特例。 當(dāng)進(jìn)程收到某些信號時 最后一個進(jìn)程對“取消”請求做出響應(yīng) 不管進(jìn)程如何終止,最后都會執(zhí)行內(nèi)核中的同一段代碼。這段代碼為相應(yīng)進(jìn)程關(guān)閉所有打開描述符,釋放它所使用的存儲器。
函數(shù) wait 和 waitpid 調(diào)用 wait 和 waitpid 會發(fā)生如下幾件事:
如果所有子進(jìn)程都還在運(yùn)行,那么就阻塞 如果一個子進(jìn)程已經(jīng)中止,正等待父進(jìn)程獲取其終止?fàn)顟B(tài),則取得該子進(jìn)程的終止?fàn)顟B(tài)并返回 如果它沒有任何子進(jìn)程,則立即出錯返回。 如果進(jìn)程是在接受到 SIGABRT 信號而調(diào)用 wait ,我們期望 wait 會立即返回,但是如果是在隨機(jī)時間點(diǎn)調(diào)用 wait ,那么進(jìn)程可能會阻塞。下面是這兩個函數(shù)的原型:
#include ? pid_t ?wait(int ?*statloc);pid_t ?waitpid(pid_t ?pid,int ?*statloc,int ?options);/*?兩個函數(shù)返回值:若成功,則返回進(jìn)程 ID;若失敗,則返回?0?或者?-1 */
除了這兩個函數(shù)之外,類似的調(diào)用還有其他的函數(shù),這里就不進(jìn)行贅述了。
競爭條件 當(dāng)多個進(jìn)程都企圖對共享數(shù)據(jù)進(jìn)行某種處理,而最后的結(jié)果又取決于進(jìn)程運(yùn)行的順序時,我們認(rèn)為發(fā)生了競爭條件。如果在 fork 之后的某種邏輯顯示或隱式地依賴于在 fork 之后是父進(jìn)程先運(yùn)行還是子進(jìn)程先運(yùn)行,那么 fork 函數(shù)就會是競爭條件活躍的滋生地。如果一個進(jìn)程希望等待一個子進(jìn)程終止,則它必須調(diào)用 wait 函數(shù)中的一個,如果一個進(jìn)程要等待其父進(jìn)程終止,則可以使用下列形式的循環(huán):
while ?(getppid()?!=?1 ) ????sleep(1 );
這種形式的循環(huán)稱為輪詢,它的問題是浪費(fèi)了 CPU 時間,因為調(diào)用者每隔 1s 都被喚醒,然后進(jìn)行條件測試,為了避免競爭條件和輪詢,在多個進(jìn)程之間需要有某種形式的信號發(fā)送和接收的方法。詳細(xì)地在下次進(jìn)行敘述。
函數(shù) exec 在使用了 fork 函數(shù)創(chuàng)建新的子進(jìn)程后,子進(jìn)程往往要調(diào)用一種 exec 函數(shù)以執(zhí)行另一個程序。當(dāng)進(jìn)程調(diào)用一種 exec 函數(shù)時,該進(jìn)程執(zhí)行的程序完全替換為新程序。通俗地理解這句話,也就是說,在 Window 平臺下,我們可以通過雙擊運(yùn)行可執(zhí)行程序,讓這個可執(zhí)行程序成為一個進(jìn)程;然而在 Linux 平臺下,我們可以通過運(yùn)行?
./
,讓一個可執(zhí)行程序成為一個進(jìn)程。如果我們本來就運(yùn)行著一個程序(進(jìn)程),如何在這個進(jìn)程內(nèi)部啟動一個外部程序,由內(nèi)核將這個外部程序讀入內(nèi)存,使其執(zhí)行起來成為一個進(jìn)程呢?這里通過?
exec
函數(shù)族來實現(xiàn)。
exec
函數(shù)族,顧名思義,也就是一族函數(shù),在 Linux 中,也不存在著
exec()
函數(shù),exec指的是一組函數(shù) :
#include ? int ?execl (const ?char ?*path,?const ?char ?*arg,?...) ;int ?execlp (const ?char ?*file,?const ?char ?*arg,?...) ;int ?execle (const ?char ?*path,?const ?char ?*arg,?...,?char ?*?const ?envp[]) ;int ?execv (const ?char ?*path,?char ?*const ?argv[]) ;int ?execvp (const ?char ?*file,?char ?*const ?argv[]) ;int ?execve (const ?char ?*path,?char ?*const ?argv[],?char ?*const ?envp[]) ;
其中只有
execve()
是真正意義上的系統(tǒng)調(diào)用,其它都是在此基礎(chǔ)上經(jīng)過包裝的庫函數(shù)。進(jìn)程調(diào)用一種 exec 函數(shù)時,該進(jìn)程完全由新程序替換,而新程序則從其 main 函數(shù)開始執(zhí)行。因為調(diào)用 exec 并不創(chuàng)建新進(jìn)程,所以前后的進(jìn)程 ID (當(dāng)然還有父進(jìn)程號、進(jìn)程組號、當(dāng)前工作目錄……)并未改變。exec 只是用另一個新程序替換了當(dāng)前進(jìn)程的正文、數(shù)據(jù)、堆和棧段(進(jìn)程替換)。
image-20210627152307774 接下來舉一個例子,關(guān)于
execl()
?示例代碼:
#include ? #include ? int ?main (int ?argc,?char ?*argv[]) { ?????printf ("before?exec\n\n" ); ?????/*?/bin/ls:外部程序,這里是/bin目錄的 ls 可執(zhí)行程序,必須帶上路徑(相對或絕對) ?????? ls:沒有意義,如果需要給這個外部程序傳參,這里必須要寫上字符串,至于字符串內(nèi)容任意 ???????-a,-l,-h:給外部程序 ls 傳的參數(shù) ?????? NULL:這個必須寫上,代表給外部程序 ls 傳參結(jié)束 ????*/ ?????execl("/bin/ls" ,?"ls" ,?"-a" ,?"-l" ,?"-h" ,?NULL ); ?????//?如果?execl()?執(zhí)行成功,下面執(zhí)行不到,因為當(dāng)前進(jìn)程已經(jīng)被執(zhí)行的?ls?替換了 ?????perror("execl" ); ?????printf ("after?exec\n\n" ); ?????return ?0 ; }
下面是代碼執(zhí)行的結(jié)果:
image-20210627153014964 小結(jié) 本次內(nèi)容的分享就到這里了,主要是敘述了
Linux
進(jìn)程管理的相關(guān)內(nèi)容,其中就包括
Linux
進(jìn)程創(chuàng)建,進(jìn)程中止,進(jìn)程等待等內(nèi)容,在下一則內(nèi)容中將著重分享進(jìn)程間通信的相關(guān)內(nèi)容,每周一篇,堅持呀~