Process Control1 Process Identifiers
1. PID=0一般是调度进程，又称为swapper2. PID=1一般是init进程，在引导过程之后启动，负责启动整个UNIX系统，所有Orphaned子进程都会自动成为init的子进程3. PID=2一般是页面守护进程，负责将虚拟内存的换页4. 下面函数被用来获得pid：
| #include pid_t getpid(void); 返回进程pid pid_t getppid(void); 返回父进程的pid uid_t getuid(void); 返回进程的user id uid_t geteuid(void); 返回进程的effective user id gid_t getgid(void); 返回进程的group id gid_t getegid(void); 返回进程的effective group id |
2 fork
fork函数原型如下：
| #include pid_t fork(void); 在子进程中返回0，父进程中返回实际的子进程pid，-1则出错 |
1. 这个函数创建出一个和父进程相同的子进程，比较特别的是子进程也会从这个函数调用，和父进程只是返回值不同。2. 子进程起初和父进程共享同样的物理内存，当某个页面被修改的时候，系统会给子进程分配新的空间给这个页面。这个行为被称为COW (Copy On Write)3. 父进程还是子进程先继续执行无法预测4. 父进程的所有文件描述符在子进程中都被调用dup函数复制，并且文件offset是在子进程和父进程之中共享的5. 子进程继承了父进程的下列特性：a. File Descriptorsb. Real user ID, real group ID, effective user ID, effective group IDc. Supplementary group IDsd. Process group IDe. Session IDf. Controlling terminalg. Set-user-ID & set-group-ID flagsh. Working directoryi. Root directoryj. File mode creation maskk. Signal mask & dispositionsl. The close-on-exec flag for any open file descriptionsm. Environmentn. Attached shared memory segmentso. Memory mappingp. Resource limits6. 子进程和父进程不同的地方有：a. fork函数的返回值b. Process IDc. Parent process IDd. tms_utime, tms_stime, tms_cutime, tms_cstime = 0e. File lock不被子进程继承f. Pending alarm被清除g. Pending signal被清除7. fork失败的可能性有：a. 系统中的进程过多b. 超过系统设置的limit
3 vfork
vfork的原型和返回值和fork相同，区别在于：1. 创建的子进程和父进程共享同一个地址空间2. 创建的子进程一般的作用是再调用exec创建一个新的进程，在某些系统上可能会有一些优化
4 exit
1. 当父进程先于子进程退出的时候，子进程会变成orphaned并被init进程“收养”，init成为这些子进程的新的父进程。2. 当子进程先于父进程退出的时候，而且父进程也没有用wait, waitpid函数等待子进程结束，则子进程的部分信息会被保存起来，如PID，退出状态，CPU时间等，直到子进程被wait。处于这样状态的子进程被称为
zombie3. 被init进程inherit的子进程如果中止不会变成zombie，因为init会自动当进程结束的时候调用wait
5 wait & waitpid
1. 当子进程结束的时候，父进程会收到SIGCHLD通知2. 进程可以调用wait / waitpid等待此Signal：a. 当所有子进程都在执行的时候，会blockb. 当某个子进程中止，成为zombie的时候，立刻返回c. 如果没有任何子进程，则返回错误3. wait和waitpid函数原型如下：
| #include pid_t wait(void); pid_t waitpid(pid_t pid, int *statloc, int options); 正常情况下返回pid，或者0（waitpid在非block模式下才有可能返回），-1代表错误 |
4. 这两个函数区别如下：a. Wait函数会因为等待子进程结束而block，而waitpid有一个option可以允许waitpid函数不blockb. waitpid等待某个特定进程5. waitpid函数的statloc参数保存了退出进程的状态，当然也可以传NULL。这个状态通常和实现相关，不过可以用wait.h中定义的macro来检测。a. WIFEXITED(status)：返回值b. WIFSIGNALED(status)：返回造成退出的signal的numberc. WIFSTOPPED(status)：是否被stop，可以用WSTOPSIG（status）来获得具体的signald. WIFCONTINUED(status)：返回是否被continue6. waitpid的pid参数：a. pid == -1：等待任意子进程，等价于waitb. pid > 0，等待pid指定的子进程c. pid == 0，等待和调用进程相同group id的任意子进程d. pid < -1，等待任意group id = pid的绝对值的子进程7. waitpid的options参数可以是下面的组合：a. WCONTINUED：等待任何指定的子进程在stop之后被continueb. WNOHANG：如果还没有退出，不block，返回0c. WUNTRACED：被stopped的进程
6 waitid
waitid函数在waitpid函数上提供了额外的灵活性：
| #include int waitid(idtype_t idtype, id_t id, siginfo_t *infop, int options); 成功返回0，错误返回-1 |
1. idtype_t可以是下面的值之一：a. P_PID：等待某指定的子进程b. P_PGID：等待任意指定group id的子进程c. P_ALL：任意子进程，id会被忽略2. Options可以是下面的值：a. WCONTINUED：等待被stop并且被continue的进程b. WEXITED：等待退出的进程c. WNOHANG：如果没有子进程需要等待则立刻返回d. WNOWAIT：不会将zombie子进程的退出状态撤销，下次调用wait系列函数的时候还可以继续获得这个退出状态e. WSTOPPED：等待被stop的进程3. Infop指向一个siginfo_t结构，表示使得进程退出的signal的产生原因：
| struct siginfo_t { int si_signo; /* signal */ int si_errno; /* errrno */ int si_code; /* 额外信息，和具体signal相关 */ pid_t si_pid; /* 发送signal进程的pid */ uid_t si_uid; /* 发送signal的进程的uid */ void *si_addr; /* 产生fault(SIG_SEGV)的地址 */ int si_status; /* 退出值或者signal数值 */ long si_band; /* SIGPOLL的band数值 */ }; |
7 wait3 & wait4
这两个函数的用处是返回额外的关于进程资源使用状况的信息，以struct rusage *rusage的形式返回
8 exec functions
之前提到了vfork可以创建一个并非是父进程copy的子进程，专门用来调用exec函数。exec系列函数的作用是调用一个新的程序在该进程中运行，PID不改变，也没有创建新进程，只是replace当前的进程，该函数成功情况下不会返回。原型如下：
| #include 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[]); 错误返回-1，成功不会返回 |
1. 前面4个是pathname，后面两个则是filename。Filename如果有’/’字符，则被认为是pathname，否则认为是filename并会在PATH路径指定的位置查找2. execlp和execvp对于非可ELF执行文件会认为是Shell脚本来处理3. execl, execlp, execle需要每个参数单独传递，NULL作为结束。而execv, execvp, execve则是传入argv4. execle, execve可以传入环境，其他四个函数则会使用environ变量中的内容总结一下，各个字符代表的意义是：1. v：用argv传入参数2. l：用每个参数作为argument传入3. e：传入环境，没有的话则使用environ变量的值4. p：传入的是filename，并会处理PATH的内容，否则是pathname需要注意的是，exec调用之后进程的real user ID和real group ID不变，如果被执行的程序的set-user-ID位被设置，effective user ID被设置成owner ID。也就是说，如果一个normal user用exec执行了一个owner为superuser的程序，并且该程序的set-user-id被设置，那么一旦该程序被运行，该程序的effective user id=super user，这可能是潜在的安全问题。
9 Change User IDs and Group IDs
1. User ID & Group ID的意义如下：
| ID | Description |
| real user ID real group ID | 真正的user ID和group ID |
| effective user ID effective group ID supplementary group ID | 用于文件访问权限检查 |
| saved set-user-ID saved set-group-ID | 由exec保存起来。如果没有提供这个feature（通过_POSIX_SAVED_IDS）可以判断，则这些ID不存在 |
2. setuid 和setgid函数用来设置User ID / Group ID，原型如下：
| #include int setuid(uid_t uid); int setgid(gid_t gid); 成功返回0，错误返回-1 |
3. setuid的规则如下：a. 有超级用户的权限的进程，setuid会修改real user id, effective user ID, & saved set-user-ID为uidb. 当进程没有超级用户权限，并且uid = real user ID / saved set-user-ID的话，setuid会修改effective user ID为uidc. 否则，errno被设置为EPERM，返回-1d. 上面这些规则也适用于setgid4. 对于uid下面规则成立：a. 只有超级用户的进程才可以改变real user ID。一般情况下不会改变real user IDb. 当程序的set-user-ID位被设置，exec才会设置effective user ID为程序的user ID，否则则不改变c. Saved set-user-ID从exec所设置的effective user ID拷贝而来5. POSIX.1还提供了两个函数seteuid和setegid，用来修改effective user ID / effective group IDa. 对于一般用户，只能设置effective user ID为real user ID或者saved set-user-ID，不能为其他值b. 对于超级用户，可以设置effective user ID为任意值
10 system
1. System函数用于执行参数中给出的string，调用程序2. System函数的基本实现是调用fork，在子进程中调用exec执行/bin/sh或者其他shell，执行命令，父进程调用waitpid等待子进程的结束3. 之前在讨论exec的时候提到过， exec调用之后进程的real user ID和real group ID不变，如果被执行的程序的set-user-ID位被设置，effective user ID被设置成owner ID。也就是说，如果一个normal user用exec执行了一个owner为superuser的程序，并且该程序的set-user-id被设置，那么一旦该程序被运行，该程序的effective user id=super user (real user ID不变)，这可能是潜在的安全问题。这个问题同样适用于system
11 User Identification
getlogin函数可以获得用户名：
| #include char *getlogin(void); 成功返回具体name，错误返回NULL |
12 Process Times
times函数可以获得和进程相关的时间：
| #include clock_t times(struct tms *buf); 成功返回wall clock time，错误返回-1 |
tms结构如下：
| 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 */ }; |
作者: ATField
Blog:
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