Храмцов П.Б. Открытые системы
Подождите немного. Документ загружается.
171
реальный: 3, действующий: 1
Количество дополнительных групп текущего процесса: 1
Идентификаторы дополнительных групп текущего процесса:
3
Идентификаторы пользователя текущего процесса после первой
смены:
реальный: 108, действующий: 1
Идентификаторы пользователя текущего процесса после второй
смены:
реальный: 108, действующий: 108
Идентификаторы пользователя текущего процесса после третьей
смены:
реальный: 108, действующий: 1
Листинг 7.16. Возможный результат работы программы,
показанной в листинге 7.13 и запущенной от имени обычного
пользователя после взведения в режиме выполнимого файла бита
ПДИП.
Видно, что сохраненный ПДП-идентификатор помогает
непривилегированному процессу переустанавливать действующий
идентификатор пользователя.
Отметим, что если функция getgroups() применяется в программе
несколько раз, то память под массив supgroupslist лучше отвести по
максимуму, воспользовавшись выражением вида nsupgroups = sysconf
(_SC_NGROUPS_MAX) + 1;.
Для опроса и/или изменения маски режима создания файлов
вызывающего процесса предназначены служебная программа umask:
umask [-S] [маска]
и одноименная функция (см. листинг 7.17).
#include <sys/stat.h>>
mode_t umask (mode_t cmask);
Листинг 7.17. Описание функции umask().
Согласно стандарту, в маске могут фигурировать только биты
режима доступа к файлам; трактовка прочих бит зависит от реализации.
Для служебной программы umask маска может задаваться и
выводиться в символьной и восьмеричной формах. Маска в символьной
форме является «позитивной» в том смысле, что заданные в ней биты
режима доступа будут сохранены при создании файла. Восьмеричная
форма – «негативная», заданные в ней биты будут «вычитаться»
(очищаться) из режима доступа, заданного при создании. Синтаксис
маски в umask аналогичен утилите chmod.
Опция -S предписывает выдавать маску в символьной форме.
Функция umask() устанавливает новую («негативную») маску и
возвращает старую.
Пример. Последовательность команд, показанная в листинге 7.18,
выдаст результат, воспроизведенный в листинге 7.19.
172
umask 0
umask -S
umask -- -x
umask
Листинг 7.18. Пример использования служебной программы
umask.
u=rwx,g=rwx,o=rwx
0111
Пример 7.19. Листинг 7.19. Возможный результат
использования служебной программы umask.
Обратим внимание на употребление признака конца опций --. Он
позволяет задавать аргументы, начинающиеся с минуса. Отметим также,
что результаты, выдаваемые umask, могут в дальнейшем использоваться
как аргументы данной утилиты (и в символьной, и в восьмеричных
формах).
Создание и завершение процессов
Новые процессы создаются при помощи функции fork() (см.
листинг 7.20).
#include <unistd.h>
pid_t fork (void);
Листинг 7.20. Описание функции fork().
Новый (порожденный) процесс является точной копией процесса,
вызвавшего fork() (родительского), за исключением следующих
моментов.
1. У порожденного процесса свой идентификатор, равно как и
идентификатор родительского процесса.
2. У порожденного процесса собственная копия файловых
дескрипторов, ссылающихся на те же описания открытых файлов, что и
соответствующие дескрипторы родительского процесса.
3. Порожденный процесс не наследует блокировки файлов,
установленные родительским процессом.
4. Порожденный процесс создается с одним потоком
управления – копией того, что вызвал fork().
5. Имеются также некоторые тонкости, связанные с обработкой
сигналов, на которых мы, однако, останавливаться не будем.
В случае успешного завершения функция fork() возвращает
порожденному процессу 0, а родительскому процессу – идентификатор
порожденного процесса. После этого оба процесса начинают независимо
выполнять инструкции, расположенные за обращением к fork(). При
неудаче родительскому процессу возвращается -1, новый процесс не
создается.
Поскольку возвращаемые функцией fork() значения различны для
обеих копий, родительский и порожденный процессы могут далее
выполняться по-разному. Например, процесс-предок переходит в
состояние ожидания завершения процесса-потомка либо, если процесс-
173
потомок запущен асинхронно, продолжает выполнение параллельно с
ним. Процесс-потомок при помощи функции семейства exec() подменяет
программу, которая определяет поведение процесса, и передает ей
управление и список аргументов.
Напомним, что заголовок функции main() C-программы выглядит
в общем случае так, как показано в листинге 7.21.
int main (int argc, char *argv []);
Пример 7.21. Заголовок функции main() C-программы.
Значение argc равно количеству аргументов; argv – это массив
указателей собственно на аргументы, которые определяются исходя из
командной строки, запускающей C-программу. В соответствии с
принятым соглашением, значение argc не меньше единицы, а первый
элемент массива argv указывает на цепочку символов, содержащую имя
выполняемого файла.
Аналогичный смысл имеют аргументы функций семейства exec()
(см. листинг 7.22).
#include <unistd.h>
extern char **environ;
int execl (const char *path, const char *arg0, ...
/*, (char *) 0 */);
int execv (const char *path, char *const argv []);
int execle (const char *path, const char *arg0,
... /*, (char *) 0, char *const envp [] */);
int execve (const char *path, char *const argv [],
char *const envp []);
int execlp (const char *file, const char *arg0,
... /*, (char *) 0 */);
int execvp (const char *file, char *const argv []);
Пример 7.22. Описание функций семейства exec().
Функции семейства exec() заменяют текущий образ процесса
новым (и, следовательно, в случае успешного завершения возврат в
вызывающий процесс невозможен). Новый образ создается на основе
выполнимого файла, называемого файлом образа процесса.
Переменная environ инициализируется как указатель на массив
указателей на составляющие окружение цепочки символов. Массивы
argv и environ завершаются пустым указателем.
Аргумент path указывает на маршрутное имя файла с новым
образом процесса.
Аргумент file имеет аналогичный смысл, однако, если он задан как
простое имя, то производится поиск в каталогах, заданных переменной
окружения PATH.
Аргументы arg0, ..., являются указателями на цепочки символов,
составляющие список аргументов нового образа процесса. Последним в
списке располагается пустой указатель, а аргумент arg0 должен
указывать на имя файла-образа.
174
Аргумент envp имеет тот же смысл и назначение, что и
переменная environ.
Файловые дескрипторы остаются открытыми в новом образе, если
только они не были снабжены флагом FD_CLOEXEC.
Если у файла с новым образом процесса взведен бит ПДИП,
действующий идентификатор пользователя процесса
переустанавливается равным идентификатору владельца файла
(аналогично для группы).
Следующие атрибуты процесса остаются неизменными:
• идентификатор процесса;
• идентификатор родительского процесса;
• идентификатор группы процессов;
• членство в сеансе;
• реальные идентификаторы пользователя и группы процесса;
• идентификаторы дополнительных групп;
• текущий и корневой каталоги;
• маска режима создания файлов;
• атрибуты, связанные с обработкой сигналов.
Родительский процесс реализует ожидание завершения процессов-
потомков и получает информацию о его (завершения) статусе с
помощью функций семейства wait() (см. листинг 7.23). Если
информация о статусе завершения была доступна до вызова wait(),
родительский процесс не приостанавливается, возврат из wait()
происходит немедленно.
#include <sys/wait.h>
pid_t wait (int *stat_loc);
pid_t waitpid (pid_t pid, int *stat_loc,
int options);
Пример 7.23. Описание функций семейства wait().
Функция waitpid() эквивалентна wait(), если аргумент pid равен
(pid_t) (-1), а аргумент options имеет нулевое значение. Аргумент pid
задает набор порожденных процессов, статус завершения которых
запрашивается. Значение (pid_t) (-1) представляет произвольный
элемент множества порожденных процессов. Если pid > 0>, имеется в
виду один процесс с данным идентификатором. Нулевое значение
специфицирует любого потомка из той же группы процессов, что и
вызывающий. Наконец, при pid < (pid_t) (-1) запрашивается статус
завершения любого порожденного процесса из группы, идентификатор
которой равен абсолютной величине pid.
Аргумент options задается как побитное ИЛИ следующих флагов,
определенных в заголовочном файле <sys/wait.h>.
WNOHANG
Функция waitpid() не приостанавливает выполнение вызывающего
потока управления, если запрашиваемый статус не доступен
немедленно.
175
WUNTRACED
Наряду со статусом завершения запрашивать статус
остановленных, но еще не опрошенных процессов.
Если запрос статуса порожденного процесса завершился успешно,
функции wait() и waitpid() возвращают идентификатор этого процесса и
размещают по указателю stat_loc (если он отличен от NULL) значение,
которое будет нулевым тогда и только тогда, когда выдан статус
порожденного процесса, завершившегося по одной из трех причин:
• произошел возврат из функции main с нулевым результатом;
• порожденный процесс вызвал функцию _exit() или exit() с
нулевым аргументом;
• завершились все потоки управления порожденного процесса.
Для анализа целочисленного значения stat_val, на которое
указывает аргумент stat_loc, в файле <sys/wait.h> определен набор
макросов. Например, значение WIFEXITED (stat_val) будет ненулевым в
случае нормального завершения порожденного процесса; при этом
WEXITSTATUS (stat_val) возвращает младший байт статуса. Макрос
WIFSTOPPED (stat_val) возвращает ненулевое значение, если получен
статус останов- ленного процесса.
Процесс может вызвать собственное завершение, обратившись к
функциям семейства exit() (см. листинг 7.24).
#include <stdlib.h>
void exit (int status);
void _Exit (int status);
#include <unistd.h>
void _exit (int status);
Пример 7.24. Описание функций семейства exit().
Значением аргумента status могут служить константы 0,
EXIT_SUCCESS, EXIT_FAILURE или любое другое значение, хотя
ожидающему родительскому процессу будет доступен только младший
байт статуса (status & 0377).
Функция exit(), в отличие от _Exit() и _exit(), производит
аккуратное завершение: выполняет зарегистрированные функции (см.
ниже описание функции atexit()), выталкивает буфера, закрывает потоки,
удаляет временные файлы и т.д. Функции _Exit() и _exit() эквивалентны.
Все функции семейства exit() закрывают файловые дескрипторы,
открытые вызывающим процессом.
Если родительский процесс выполняет функции wait() или
waitpid(), ему передается младший байт значения status. Если
родительский процесс этого не делает, функции семейства exit()
переводят вызывающий процесс в состояние зомби.
Если у завершающегося процесса были потомки, родительским
для них становится системный процесс, определяемый реализацией.
176
Функция atexit() (см. листинг 7.25) позволяет зарегистрировать
функции, которые будут вызываться, если процесс завершается,
обращаясь к exit() или возвращаясь из main().
#include <stdlib.h>
int atexit (void (*func) (void));
Пример 7.25. Описание функции atexit().
Реализация должна поддерживать регистрацию по крайней мере
тридцати двух функций и вызывать их в обратном порядке.
В листинге 7.26 приведен пример использования функций
порождения и завершения процессов.
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <sys/wait.h>
static void atefunc (void) {
/* Перед завершением выдадим информацию о */
/* процессах */
printf ("Ситуация перед завершением
родительского процесса\n");
(void) system ("ps -o pid,ppid,vsz,args");
}
int main (void) {
int pid;
int stat;
/* Отменим буферизацию стандартного вывода */
setbuf (stdout, NULL);
/* Зарегистрируем обработчик завершения процесса */
if (atexit (atefunc) != 0) {
perror ("ATEXIT");
exit (1);
}
/* Создадим новый процесс */
if ((pid = fork ()) < 0) {
perror ("FORK");
exit (2);
} else if (pid == 0) {
/* Порожденный процесс */
/* Выполним служебную программу ps */
printf ("Ситуация с точки зрения порожденного
процесса\n");
(void) execl ("/bin/ps", "ps", "-o",
"pid,ppid,args", (char *) 0);
perror ("EXEC");
177
exit (3); /* execl() завершился неудачей */
} else {
/* Родительский процесс */
sleep (1);
/* Вероятно, порожденный процесс уже */
/* завершился */
/* Посмотрим на текущую ситуацию */
printf ("Ситуация перед вызовом waitpid() в
родительском процессе\n");
(void) system ("ps -o pid,ppid,vsz,args");
(void) waitpid (pid, &stat, 0);
printf ("Статус завершения порожденного
процесса с идентификатором %d: %d\n", pid, stat);
}
return 0;
}
Пример 7.26. Пример использования функций порождения и
за- вершения процессов.
Результат работы этой программы может выглядеть так, как
показано в листинге 7.27 (выполнимый файл программы имеет имя
prog30).
Ситуация с точки зрения порожденного процесса
PID PPID COMMAND
6123 1072 -sh
29568 6123 prog30
29569 29568 ps -o pid,ppid,args
Ситуация перед вызовом waitpid() в родительском
процессе
PID PPID VSZ COMMAND
6123 1072 2260 -sh
29568 6123 1340 prog30
29569 29568 0 [ps <defunct>]
29570 29568 2584 ps -o pid,ppid,vsz,args
Статус завершения порожденного процесса с
идентификатором 29569: 0
Ситуация перед завершением родительского процесса
PID PPID VSZ COMMAND
6123 1072 2260 -sh
29568 6123 1340 prog30
29571 29568 2584 ps -o pid,ppid,vsz,args
Пример 7.27. Возможный результат работы программы,
использующей функции порождения и завершения процессов.
Обратим внимание на информацию о зомби-процессе (с пометкой
<defunct>), а также на то, что функция, зарегистрированная с помощью
atexit(), вызвана в результате возврата из main().
178
Для терминирования процессов извне предназначена служебная
программа kill, вызванная следующим образом:
kill -s TERM идентификатор_процесса ...
Если это не помогло, можно применить более сильный вариант:
kill -s KILL идентификатор_процесса ...
Разумеется, попытки терминирования процессов подвержены
контролю прав доступа.
Общий терминальный интерфейс Основные понятия и
объекты
В стандарте POSIX-2001 терминал или терминальное устройство
определяется как символьный специальный файл, удовлетворяющий
спецификациям общего терминального интерфейса.
Наряду с физическими устройствами в стандарте рассматриваются
псевдотерминалы - сущности, поддерживающие интерфейс, идентичный
терминальному. Псевдотерминал состоит из двух "устройств": главного
и подчиненного. Подчиненное "устройство" предоставляет процессам
терминальный интерфейс, не опирающийся на прямую аппаратную
поддержку. Данные, которые записываются на главное устройство,
становятся входными для подчиненного и наоборот.
Обычно терминальное устройство работает в полнодуплексном
режиме, когда ввод и вывод могут совмещаться во времени.
С каждым терминальным устройством ассоциирована очередь
ввода, куда система помещает входные данные до того, как их
прочитают прикладные процессы. На размер этой очереди (в байтах)
может быть наложено ограничение {MAX_INPUT}. Поддерживается
также очередь вывода, где хранятся записанные прикладными
процессами, но еще не выведенные на терминал символы.
Ввод может происходить в каноническом и неканоническом
режимах. Канонический режим означает построчную буферизацию
ввода системой, т. е. запрос на чтение из прикладной программы будет
удовлетворен лишь после того, как с клавиатуры поступит символ
перевода строки или конца файла, а прочитает программа заведомо не
больше одной строки, независимо от того, сколько байт она запросила.
На размер строки может быть наложено ограничение {MAX_CANON}.
Канонический режим подразумевает также естественную обработку
системой символов забоя и уничтожения строки.
(Отметим, что в каноническом режиме приложение не обязано
сразу прочитать всю буферизованную строку. Можно запросить любое
количество байт (даже один), и данные не будут потеряны.)
В неканоническом режиме входные данные не подвергаются
препроцессированию системой, а обработка запроса на чтение зависит
от двух параметров - MIN и TIME. Запрос на чтение не будет
удовлетворен, пока не поступит по крайней мере MIN байт или не
истечет время задержки TIME (время задается в десятых долях
секунды). Нулевое значение TIME трактуется как бесконечная задержка.
179
Более точно, если MIN > 0, TIME трактуется как задержка между
поступлениями байт; следовательно, отсчет времени начинается после
прихода очередного байта. Если MIN = 0, TIME означает общее время
обслуживания запроса на чтение. Такой подход позволяет эффективно
читать во время вспышек активности ввода и не препятствует
побайтному вводу.
Помимо режима, канонического или нет, на передачу данных
читающему процессу оказывает влияние флаг O_NONBLOCK,
устанавливаемый функциями open() или fcntl(), а на обработку входных
символов - режимы ввода и локальные режимы. Подобная обработка
может включать, например, эхоотображение вводимых символов.
Подвергаются обработке системой (в соответствии с режимами
вывода) и выводимые прикладной программой символы (в частности,
они могут буферизоваться).
Ряд управляющих символов играет специальную роль при вводе
и/или выводе. Кратко опишем эти функции, не уточняя их соответствия
с нажатиями на клавиатуре, поскольку оно зависит от реализации.
Отметим, что за некоторыми очевидными исключениями (например,
перевод строки), специальные управляющие символы не передаются
читающему процессу.
INTR
Генерирует сигнал прерывания (SIGINT), посылаемый всем
процессам, для которых данный терминал является управляющим.
QUIT
Генерирует сигнал выхода.
ERASE
При каноническом режиме ввода устраняет предыдущий символ,
но не далее начала строки.
KILL
При каноническом режиме ввода уничтожает всю строку.
EOF
При каноническом режиме ввода при получении этого символа все
буферизованные байты передаются процессу, а сам символ EOF
отбрасывается. Таким образом, если буферизованных байт нет, т. е. EOF
встретился в начале строки, в процесс будет передано нуль байт, что и
является стандартным обозначением конца файла.
NL
Стандартный разделитель строк (перевод строки) при
каноническом режиме ввода. Его нельзя изменить.
EOL
Дополнительный разделитель строк, аналогичный NL, при
каноническом режиме ввода. Обычно не используется.
SUSP
Генерирует сигнал остановки.
STOP
180
Специальный символ как при вводе, так и при выводе,
распознаваемый в случае наличия флагов IXON (управление выводом)
или IXOFF (управление вводом). Обычно используется для временной
приостановки вывода, когда нужно прочитать текст на экране
терминала.
START
Употребляется для возобновления вывода, приостановленного с
помощью символа STOP.
CR
При каноническом режиме ввода и выполнении некоторых
дополнительных условий - эквивалент перевода строки.
Центральную роль в управлении терминалами играет структура
termios, определенная во включаемом файле <termios.h>. Она должна
содержать по крайней мере следующие поля.
tcflag_t c_iflag; /* Режимы ввода */
tcflag_t c_oflag; /* Режимы вывода */
tcflag_t c_cflag; /* Управляющие режимы */
tcflag_t c_lflag; /* Локальные режимы */
cc_t c_cc [NCCS]; /* Специальные управ-
ляющие символы */
Типы tcflag_t, cc_t и фигурирующий далее speed_t должны
определяться реализацией посредством typedef как беззнаковые целые.
Обращение к элементам массива c_cc, хранящего специальные
управляющие символы, которые могут быть изменены, выполняется с
помощью индексов с именами, полученными вставкой буквы V перед
названием символа: VEOF, VEOL, VERASE, VINTR, VKILL, VQUIT,
VSTART, VSTOP, VSUSP. Кроме того, еще два индекса, VMIN и
VTIME, используются для работы со значениями MIN и TIME и могут
совпадать с VEOF и VEOL, соответственно (поскольку символы EOF и
EOL нужны только в каноническом режиме, а значения MIN и TIME -
только в неканоническом).
Поле c_iflag структуры termios описывает основные параметры
терминального ввода.
BRKINT
При разрыве соединения (когда в течение времени,
превышающего длительность передачи байта, поступают нулевые биты)
генерировать сигнал прерывания и сбрасывать очереди ввода/вывода.
ICRNL
Преобразовывать возврат каретки в перевод строки.
IGNBRK
Игнорировать разрыв соединения.
IGNCR
Игнорировать возврат каретки.
IGNPAR
Игнорировать символы с ошибками четности.