WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 | 2 || 4 | 5 |   ...   | 8 |

«Андрей Робачевский Операционная система Рекомендовано Министерством общего и профессионального образования Российской Федерации в качестве учебного пособия для студентов высших учебных ...»

-- [ Страница 3 ] --

_IOFBF Полная буферизация Построчная буферизация _IOLBF Отсутствие буферизации В случае полной или построчной буферизации аргумент определяет размер буфера, адресованного указателем Каждый поток стандартной библиотеки представлен указателем на струк туру FILE, показанную на рис. 2.9, в которой хранится указатель на буфер _base, указатель на следующий символ, подлежащий чтению или записи число байт в буфере _cnt, указатель на файловый дескриптор _file, с которым ассоциирован данный поток, а также флаги состояния потока _f lag. При создании буфера библиотека выбирает оптимальный размер для данного потока. Обычно этот размер равен значению поля s t _ b l k s i z e структуры stat, возвращаемой системным вызовом рассмотренный в разделе "Метаданные файла" этой главы. Если опреде лить оптимальный размер невозможно, например для каналов или специ альных файлов устройств, выбирается стандартное значение опре деленное в файле .

Рис. 2.9. Структуры данных потока Связи В метаданных каждого файла файловой системы UNIX хранится число связей, определяющее количество имен, которое имеет данный файл. На www.books-shop.com 134 Глава 2. программирования UNIX etc/rc0.d/K201p, /etc/rc2.d/K20Ip пример, файлы (или и имеют различные имена, но ссылаются на один и тот же физический файл (точнее, метаданные файла) и тем самым обеспечивают доступ к одним и тем же данным. В данном случае число связей файла равно 4. Каждый раз, когда одно из имен файла удаляется, число связей соответственно уменьшается. Когда оно достигнет нуля — данные файла будут удалены. Такой тип связи называется жесткой.

Жесткая связь создается с помощью системного вызова int char const char При этом будет образована новая запись каталога с именем new и номером inode указывающим на метаданные файла existing. Также будет увеличе но число связей. Этим системным вызовом, в частности, пользуется ко манда рассмотренная в главе 1.

Для удаления жесткой связи используется системный вызов ttinclude int char Эту функцию вызывает команда при удалении файла. При этом не обязательно будут удалены данные файла. Заметим, что системный вызов, явно удаляющий данные файла, отсутствует, поскольку у файла может су ществовать несколько жестких связей, часть из которых может быть недос тупна процессу, вызывающему такую функцию (например, одно из имен файла может быть расположено в недоступном каталоге).

В противоположность жестким связям, которые, как отмечалось в главе являются естественным способом адресации данных файла, в UNIX при меняются символические связи, адресующие не данные файла, а его имя.

Например, если файл является символической связью, то в его данных хранится имя файла, данные которого косвенно адресуются.

Символическая связь позволяет косвенно адресовать другой файл файло вой системы. Системный вызов служит для создания символиче s.

ской связи. Этим вызовом, кстати, пользуется команда ttinclude int char *name, const char После создания символической связи, доступ к целевому файлу name мо жет осуществляться с помощью symname. При этом, функция принимая в качестве аргумента имя символической связи, на самом деле открывает целевой файл. Такая особенность называется следованием симво лической связи. Не все системные вызовы обладают этим свойством. На пример, системный вызов удаляющий запись в каталоге, дейст вует только на саму символическую связь. В противном случае, мы не имели бы возможности удалить ее. В табл. показано, как работают с символическими связями различные системные вызовы.

www.books-shop.com Работа с файлами / Таблица Интерпретация символической связи различными системными вызовами Системный Не следует символической вызов связи связи access (2) + chdir(2) + chmod(2) + chown(2) + + creat(2) + exec(2) + link(2) + + mknod(2) + open(2) + readlink(2) + + lstat(2) + unlink(2) + Для чтения содержимого файла — символической связи используется сис темный вызов ttinclude int char *path, void *buf, size_t Аргумент path содержит имя символической связи. В буфере разме ром возвращается содержимое файла — символической связи.

Для иллюстрации к вышеприведенным рассуждениям приведем пример программы, которая сначала выводит содержимое символической связи, а затем — целевого файла, пользуясь в обоих случаях символическим име нем:

linclude ttinclude ttinclude BUFSZ /*B качестве аргумента программа принимает имя символической argc, char www.books-shop.com 136 Глава 2. программирования UNIX char int n r e a d, fd;

/*Прочитаем содержимое самой символической сиволическую nread = buf, if (nread < 0) { } /*readlink не завершает строку = /*Теперъ прочитаем содержимое целевого целевой fd = if (fd < 0) { } nread = buf, if (nread < 0) { } = exit } Перед тем как запустить программу, создадим символическую связь с фай лом unix0.txt:

$ s $ 1 user 10 Jan 6 0 9 : 5 4 symlink.txt > 1 andy user 498 Jan 6 0 9 : 5 3 unix0.txt $ Читаем сиволическую связь Символическая Читаем целевой файл Целевой Начиная с 1975 года фирма AT&T начала предоставлять лицензии на использование операционной системы как научно образовательным учреждениям, так и коммерческим организациям. Поскольку основная часть системы поставлялась в исходных текстах, написанных на языке С, опытным программистам не требовалось детальной документации, чтобы разобраться в архитектуре UNIX. С ростом популярности микропроцессоров www.books-shop.com Работа с файлами Файлы, отображаемые в памяти Системный вызов предоставляет механизм доступа к файлам, аль тернативный вызовам и С помощью этого вызова процесс имеет возможность отобразить участки файла в собственное адресное про странство. После этого данные файла могут быть получены или записаны путем чтения или записи в память. Функция определяется сле дующим образом:

#include caddr_t addr, size_t int prot, int f l a g s, int f i l d e s, Этот вызов задает отображение len байтов файла с дескриптором fildes, начиная со смещения o f f, в область памяти со стартовым адресом addr.

Разумеется, перед вызовом файл должен быть открыт с помощью функции Аргумент prot определяет права доступа к области памя ти, которые должны соответствовать правам доступа к файлу, указанным в системном вызове ореп(2). В табл. 2.12 приведены возможные значения аргумента prot и соответствующие им права доступа к файлу. Возможно логическое объединение отдельных значений prot. Так значение PROT_READ | соответствует доступу к файлу.

Таблица 2.12. Права доступа к области памяти Значение аргу Описание Права доступа к файлу мента prot PROT READ Область доступна для чтения PROT WRITE w Область доступна для записи PROT EXEC X Область доступна для испол нения PROT NONE — Область недоступна Обычно значение addr задается равным 0, что позволяет операционной системе самостоятельно выбрать виртуальный адрес начала области ото бражения. В любом случае, при успешном завершении возвращаемое сис темным вызовом значение определяет действительное расположение об ласти памяти.

Операционная система округляет значение len до следующей страницы виртуальной Например, если размер файла 96 байтов, а размер страницы 4 Кбайт, то система все равно выделит область памяти размером 4096 байтов. При этом 96 байтов займут собственно данные файла, а ос тальные 4000 байтов будут заполнены нулями. Процесс может модифици Организация виртуальной памяти подробно рассматривается в главе 3.

www.books-shop.com 138 2. программирования UNIX ровать и оставшиеся 4000 байтов, но эти изменения не отразятся на со держимом файла. При обращении к участку памяти, лежащему за преде лами файла, ядро отправит процессу сигнал Несмотря на то что область памяти может превышать фактический размер файла, процесс не имеет возможности изменить его размер.

Использование права на исполнение (prot = PROT_EXEC) позволяет про цессу определить собственный механизм загрузки кода. В частности, такой подход используется редактором динамических связей при загрузке дина мических библиотек, когда библиотека отображается в адресное простран ство процесса. Значение позволяет приложению определить собственные механизмы контроля доступа к разделяемым объектам (например, к разделяемой памяти), разрешая или запрещая доступ к об ласти памяти.

Аргумент определяет дополнительные особенности управления об ластью памяти. В табл. 2.13 приведены возможные типы отображения, оп ределяемые аргументом Таблица 2.13. Типы аргумента flags Описание Область памяти может совместно использовать ся несколькими процессами Область памяти используется только вызываю щим процессом MAP_FIXED Требует выделения памяти, начиная точно с ад реса addr MAP_NORESERVE He требует резервирования области свопинга В случае указания для процесса, определившего этот тип отображения, будет создана собственная копия страницы памяти, которую он пытается модифицировать. Заметим, что копия будет создана только при вызове операции записи, до этого остальные процессы, определившие тип отображения как MAP_SHARED могут совместно использовать одну и ту же область памяти.

Не рекомендуется использовать флаг т. к. это не позволяет системе максимально эффективно распределить память. В случае отсутст вия этого флага, ядро пытается выделить область памяти, начиная с адреса наиболее близкого к значению addr. Если же значение addr установлено равным 0, операционная система получает полную свободу в размещении области отображения.

Если быть более точным, сигнал посылается процессу, когда происходит обращение к странице памяти, на которую не отображается ни один из участков файла. Таким образом, в приведенном примере сигнал процессу не будет отправлен.

www.books-shop.com Работа с файлами Отображение автоматически снимается при завершении процесса. Процесс также может явно снять отображение с помощью вызова За крытие файла не приводит к снятию отображения. Следует отметить, что снятие отображения непосредственно не влияет на отображаемый файл, т. е. содержимое страниц области отображения не будет немедленно запи сано на диск. Обновление файла производится ядром согласно алгоритмам управления виртуальной памятью. В то же время в ряде систем существует функция которая позволяет синхронизировать обновление па мяти с обновлением файла на В качестве примера приведем упрощенную версию утилиты копирую щую один файл в другой с использованием отображения файла в память.

#include raain(int argc, char { int caddr_t addr_src, struct stat filestat;

аргумент — исходный файл, второй — | размер исходного /*Сделаем размер целевого файла равным lseek(fd_dst, 1, /*3ададим fd_src, PROT_READ | fd_dst, 0);

/*Копируем области addr_src, exit } Поскольку, как обсуждалось выше, с помощью вызова нельзя из менить размер файла, это было сделано с помощью вызова lseek(2) с по синхронизирует обновление страниц памяти с вторичной памятью.

На самом деле Для областей типа вторичной памятью является сам файл на диске. Для об ластей типа вторичной памятью является область свопинга. Функция также позволяет принудительно обновить страницы, так что при следующем об ращении к какой либо из них ее содержимое будет загружено из вторичной памяти.

piracy@books-shop.com Глава 2. программирования UNIX следующей записью одного байта так, что размер целевого файла стал равным размеру исходного. При этом в целевом файле образуется "дыра", которая, к счастью, сразу же заполняется содержимым копируемого файла.

Владение файлами Владелец пользователь и владелец группа файла могут быть изменены с помощью системных вызовов и int char uid_t owner, gid_t int fildes, owner, gid_t int char uid_t owner, gid_t Все три вызова работают одинаково за исключением ситуации, когда адре суемый файл является символической связью. В последнем случае вызов действует на сам файл — символическую связь, а не на целевой и файл (т. е. не следует символической связи). В функциях — по файловому деск файл адресуется по имени, а в риптору. Если значение owner или group установлено равным соответ ствующий владелец файла не изменяется.

В версиях BSD UNIX только суперпользователь может изменить владение файлом. Это ограничение призвано, в первую очередь, не допустить "скрытие" файлов под именем другого пользователя, например, при уста новке квотирования ресурсов файловой системы. Владельца группу можно изменить только для файлов, которыми вы владеете, причем им может стать одна из групп, членом которой вы являетесь. Эти же ограничения определены и стандартом В системах ветви System V эти ограничения являются конфигурируемыми, и в общем случае в UNIX System V пользователь может изменить владель ца собственных файлов.

В случае успешного изменения владельцев файла биты SUID и SGID сбрасываются, если процесс, вызвавший не обладает правами су перпользователя.

Права доступа Как уже обсуждалось в предыдущей главе, каждый процесс имеет четыре пользовательских идентификатора — EUID и EGID. В то вре мя как UID и GID определяют реального владельца процесса, EUID и EGID определяют права доступа процесса к файлам в процессе выполне ния. В общем случае реальные и эффективные идентификаторы эквива лентны. Это значит, что процесс имеет те же привилегии, что и пользова тель, запустивший его. Однако, как уже обсуждалось возникают ситуации, когда процесс должен получить дополнительные привилегии, www.books-shop.com Работа с файлами чаще всего — привилегии суперпользователя. Это достигается установкой битов SUID и SGID. Примером такого процесса может служить утилита изменяющая пароль пользователя.

Права доступа к файлу могут быть изменены с помощью системных вызо вов и iinclude int chmod(const char *path, mode_t fildes, Значение аргумента mode определяет устанавливаемые права доступа и допол нительные атрибуты (такие как SUID, SGID и Sticky bit), и создается путем логического объединения различных флагов, представленных в табл. 2.14.

Вторая колонка таблицы содержит восьмеричные значения для девяти битов прав доступа (чтение, запись и выполнение для трех классов доступа) и трех битов дополнительных атрибутов.

Таблица 2.14. Флаги аргумента mode Биты Значение Флаг S ISUID 04000 Установить бит SUID S_ISGID SGID, 7, 5, или Установить обязательное блокирование файла, если # равно 6, 4, 2 или О S ISVTX Установить Sticky bit 00700 Установить право на чтение, запись и выполнение для владельца пользователя S_IRUSR 00400 Установить право на чтение для владельца пользо вателя S 00200 Установить право на запись для владельца пользователя 00100 Установить право на выполнение для владельца поль зователя 00070 Установить право на чтение, запись и выполнение для владельца группы 00040 Установить право на чтение для владельца группы S IRGRP S Установить право на запись для владельца группы S IXGRP 00010 Установить право на выполнение для владельца группы 00007 Установить право на чтение, запись и выполнение для остальных пользователей S IROTH Установить право на чтение для остальных пользователей 00002 Установить право на запись для остальных пользователей S S_IXOTH 00001 Установить право на выполнение для остальных пользо вателей www.books-shop.com 142 Глава 2. Среда программирования UNIX Некоторые флаги, представленные в таблице, уже являются объединением нескольких флагов. Так, например, флаг эквивалентен | | S_IXUSR. Значение флага S_ISGID зависит от того, установле но или нет право на выполнение для группы В первом случае, он будет означать установку SGID, а во втором — обязательное блокиро вание файла.

Для иллюстрации приведем небольшую программу, создающую файл с полными правами доступа для владельца, а затем изменяющую их. После каждой установки прав доступа в программе вызывается библиотечная позволяющая запустить утилиту ls(l) и отобразить из функция менение прав доступа и дополнительных атрибутов.

ttinclude main { int fd;

/*Создадим файл с правами */ fd = флаг блокирование записей файла */ | установим флаг } В результате запуска программы на выполнение, получим следующий вы вод:

$.;

о D rws 0 Jan 6 19: my file andy user : rws Jan 6 19: my file 0 : user 1 andy my file rws 0 Jan 6 19:: user Перемещение по файловой системе Каждый процесс имеет два атрибута, связанных с файловой системой — корневой каталог (root directory) и текущий рабочий каталог (current working directory). Когда некоторый файл адресуется по имени (например, в системных вызовах или ядро системы произ водит поиск файла, начиная с корневого каталога, если имя файла задано как абсолютное, либо текущего каталога, если имя файла является относи www.books-shop.com Работа с файлами тельным. Абсолютное имя файла начинается с символа '/', обозначающего корневой каталог. Все остальные имена файлов являются относительными.

Например, имя является абсолютным, в то время как или — относительным, при котором фак тическое расположение файла в файловой системе зависит от текущего Процесс может изменить свой корневой каталог с помощью системного вызова или int char int После этого поиск всех адресуемых файлов с абсолютными именами будет производиться, начиная с нового каталога, указанного аргументом path.

Например, после изменения корневого каталога на домашний каталог пользователя абсолютное имя скрипта станет Изменение корневого каталога может потребоваться, например, при рас паковке архива, созданного с абсолютными именами файла, в другом мес те файловой системы, либо при работе над большим программным проек том, затрагивающим существенную часть корневой файловой системы. В этом случае для отладочной версии удобно создать собственную корневую иерархию.

Процесс также может изменить и текущий каталог. Для этого используют ся системные вызовы или int char int Например, внутренняя команда командного интерпретатора может быть реализована следующим кодом:

char что имя нового каталога, введенного пользователем, уже находится в переменной == 1) Изменение корневого каталога разрешено только для администратора системы — супер пользователя. Эта операция таит в себе определенную опасность, т. к. часть утилит опера ционной системы (если не все) могут оказаться недоступными, в том числе и команда Таким образом, последствия необдуманного изменения корневого каталога могут стать необратимыми.

www.books-shop.com Глава 2. Среда программирования UNIX Метаданные файла Как уже говорилось, каждый файл помимо собственно данных содержит метаданные, описывающие его характеристики, например, владельцев, права доступа, тип и размер файла, а также содержащие указатели на фак тическое расположение данных файла. Метаданные файла хранятся в структуре inode. Часть полей этой структуры могут быть получены с по мощью системных вызовов int char struct stat (const char struct stat int fildes, struct stat В качестве аргумента функции принимают имя файла или файловый деск риптор и возвращают заполненные поля структуры s t a t, которые приведены в табл.

Таблица 2.15. Поля структуры stat Поле Значение mode t st mode Тип файла и права доступа ino_t Номер inode. Поля st_ino и st_dev однозначно определя ют обычные файлы dev t st dev Номер устройства, на котором расположен файл (номер уст ройства файловой системы) dev_t Для специального файла устройства содержит номер устрой ства, адресуемого этим файлом Число жестких связей t st uid t st uid Идентификатор пользователя владельца файла gid_t st_gid Идентификатор группы владельца файла off t st size Размер файла в байтах. Для специальных файлов устройств это поле не определено st_atime Время последнего доступа к файлу time t st Время последней модификации данных файла time t st ctime Время последней модификации метаданных файла long st b l k s i z e Оптимальный размер блока для операций Для специальных файлов устройств и каналов это поле не опре делено long st_blocks Число размещенных 512 байтовых блоков хранения данных.

Для специальных файлов устройств это поле не определено Для определения типа файла служат следующие макроопределения, опи санные в файле :

www.books-shop.com Работа с файлами Таблица 2.16. Определение типа файла Макроопределение Тип файла S FIFO Специальный файл символьного устройства Каталог S Специальный файл блочного устройства S Обычный файл Символическая связь S Сокет Все значения времени, связанные с файлом (время доступа, модифика ции данных и метаданных) хранятся в секундах, прошедших с 0 часов января 1970 года. Заметим, что информация о времени создания файла отсутствует.

Приведенная ниже программа выводит информацию о файле, имя кото рого передается ей в качестве аргумента:

#include argc, char { struct stat char, &s) тип ) ptype = "Обычный файл";

else st_mode) ) ptype = "Каталог";

else ptype = связь";

else ptype = "Симв. устройство";

else ptype = else ptype = "Сокет";

else ptype = "FIFO";

else ptype = "Неизвестный информацию о = /*Права = & /*Номер inode*/ = /*Число = /*Устройство, на котором хранятся данные = (%d, www.books-shop.com Глава 2. Среда программирования UNIX = = /*Для специальных файлов устройств — номера = (%d, = доступа, модификации и модификации = = = } Программа использует библиотечные функции и воз вращающие, соответственно, старший и младший номера устройства.

Функция преобразует системное время в удобный формат.

Запуск программы на выполнение приведет к следующим результатам:

$ type = Обычный файл perm = inode = = dev = (1, = = rdev = (0, 0) size = atime = Wed Jan 8 17:25:34 mtime = Wed Jan 8 17:19:27 ctime = Wed Jan 8 17:19:27 $ 13 1 andy user 1064 Jan 8 f с Процессы В главе 1 уже упоминались процессы. Однако знакомство ограничивалось пользовательским, или командным интерфейсом операционной системы.

В этом разделе попробуем взглянуть на них с точки зрения программиста.

Процессы являются основным двигателем операционной системы. Боль шинство функций выполняется ядром требованию или иного процес са. Выполнение этих функций контролируется привилегиями процесса, которые соответствуют привилегиям пользователя, запустившего его.

В этом разделе рассматриваются:

Идентификаторы процесса www.books-shop.com Процессы / Программный интерфейс управления памятью: системные вызовы низкого уровня и библиотечные функции, позволяющие упростить управление динамической памятью процесса.

Важнейшие системные вызовы, обеспечивающие создание нового процесса и запуск новой программы. Именно с помощью этих вызо вов создается существующая популяция процессов в операционной системе и ее функциональность.

Сигналы и способы управления ими. Сигналы можно рассматривать как элементарную форму межпроцессного взаимодействия, позво ляющую процессам сообщать друг другу о наступлении некоторых событий. Более мощные средства будут рассмотрены в разделе "Взаимодействие между процессами" главы 3.

П Группы и сеансы;

взаимодействие процесса с пользователем.

П Ограничения, накладываемые на процесс, и функции, которые по зволяют управлять этими ограничениями.

Идентификаторы процесса Вы уже знаете, что каждый процесс характеризуется набором атрибутов и идентификаторов, позволяющих системе управлять его работой. Важней шими из них являются идентификатор процесса PID и идентификатор ро дительского процесса PID является именем процесса в операцион ной системе, по которому мы можем адресовать его, например, при от правлении сигнала. PPID указывает на родственные отношения между процессами, которые (как и в жизни) в значительной степени определяют его свойства и возможности.

Однако нельзя не отметить еще четыре идентификатора, играющие ре шающую роль при доступе к системным ресурсам: идентификатор пользо вателя UID, эффективный идентификатор пользователя EUID, идентифи катор группы и эффективный идентификатор группы EGID. Эти идентификаторы определяют права процесса в файловой системе, и как следствие, в операционной системе в целом. Запуская различные команды и утилиты, можно заметить, что порожденные этими командами процессы полностью отражают права пользователя UNIX. Причина проста — все процессы, которые запускаются, имеют идентификатор пользователя и идентификатор группы. Исключение составляют процессы с установлен ными флагами и SGID.

При регистрации пользователя в системе утилита запускает ко мандный интерпретатор, — login shell, имя которого является одним из атрибутов пользователя. При этом идентификаторам UID (EUID) и GID (EGID) процесса shell присваиваются значения, полученные из записи пользователя в файле паролей /etc/passwd. Таким образом, командный ин терпретатор обладает правами, определенными для данного пользователя.

www.books-shop.com Глава 2. программирования UNIX При запуске программы командный интерпретатор порождает процесс, который наследует все четыре идентификатора и, следовательно, имеет те же права, что и shell. Поскольку в конкретном сеансе работы пользователя в системе прародителем всех процессов является login shell, то и их поль зовательские идентификаторы будут идентичны.

Казалось бы, эту стройную систему могут "испортить" утилиты с установ ленными флагами SUID и SGID. Но не стоит волноваться — как правило, такие программы не позволяют порождать другие процессы, в противном случае, эти утилиты необходимо немедленно уничтожить!

На рис. показан процесс наследования пользовательских идентифика торов в рамках одного сеанса работы.

Рис. 2.10. Наследование пользовательских идентификаторов www.books-shop.com Процессы Для получения значений идентификаторов процесса используются сле дующие системные вызовы:

uid t uid_t gid_t gid_t Эти функции возвращают для сделавшего вызов процесса соответственно реальный и эффективный идентификаторы пользователя и реальный и эффективный идентификаторы группы.

Процесс также может изменить значения этих идентификаторов с помо щью системных вызовов:

ttinclude int int gid) и setgid(2) устанавливают сразу реальный и эф Системные вызовы и setegid(2) — фективный идентификаторы, а системные вызовы только эффективные.

Ниже приведен фрагмент программы изменяющей идентификато ры процесса на значения, полученные из записи файла паролей. В стан дартной библиотеке имеется ряд функций работы с записями файла паро лей, каждая из которых описывается структурой определенной в файле . Поля этой структуры приведены в табл. 2.17.

Таблица 2.17. Поля структуры passwd Поле Значение char Имя пользователя char *pw_passwd Строка, содержащая пароль в зашифрованном виде;

из со ображения безопасности в большинстве систем пароль хра нится в файле /etc/shadow, а это поле не используется Идентификатор пользователя gid_t Идентификатор группы char Комментарий (поле GECOS), обычно реальное имя пользова теля и дополнительная информация char Домашний каталог пользователя char Командным piracy@books-shop.com Глава 2. Средо программирования UNIX Функция, которая потребуется для нашего примера, позволяет получить запись файла паролей по имени пользователя. Она имеет следующий вид:

linclude struct passwd char Итак, перейдем к фрагменту программы:

passwd *pw;

char аргументов при запуске командного char командного char /*Проведем поиск записи пользователя с именем logname, которое было введено на приглашение pw = /*Если пользователь с таким именем не найден, повторить приглашение if ( pw == 0 ) /*В противном случае установим идентификаторы процесса равными полученным из файла паролей и запустим командный else { arg, } Вызов execve(2) запускает на выполнение программу, указанную в первом аргументе. Мы рассмотрим эту функцию в разделе "Создание и управление процессами" далее в этой главе.

Выделение памяти При обсуждении формата исполняемых файлов и образа программы в памя ти мы отметили, что сегменты данных и стека могут изменять свои размеры.

Если для стека операцию выделения памяти операционная система произ водит автоматически, то приложение имеет возможность управлять ростом сегмента данных, выделяя дополнительную память из хипа (heap — куча).

Рассмотрим этот программный интерфейс.

Память, которая используется сегментами данных и стека, может быть вы делена несколькими различными способами как во время создания про цесса, так и динамически во время его выполнения. Существует четыре способа выделения памяти:

www.books-shop.com Процессы 1. Переменная объявлена как глобальная, и ей присвоено начальное зна чение в исходном тексте программы, например:

char ptype = "Unknown f i l e type";

Строка ptype размещается в сегменте инициализированных д а н н ы х исполняемого файла, и для нее выделяется соответствующая память при создании процесса.

2. глобальной переменной неизвестно на этапе к о м п и л я ц и и, например:

char В этом случае место в исполняемом файле для ptype не ся, но при создании процесса для данной переменной выделяется не обходимое количество памяти, заполненной нулями, в сегменте BSS.

Переменные автоматического класса хранения, используемые в функ циях программы, используют стек. Память для них выделяется при вызове функции и освобождается при возврате. Например:

fund { int char static int с = В примере переменные а и Ь размещаются в сегменте стека.

Переменная с размешается в сегменте инициализированных д а н н ы х и загружается из исполняемого файла либо во время создания процесса, либо в процессе загрузки страниц по требованию. Более страничный механизм описан в главе 3.

4. Выделение памяти явно запрашивается некоторыми системными вы зовами или библиотечными функциями. Например, функция запрашивает выделение дополнительной п а м я т и, которая в используется для динамического данных. Функция предоставляющая системное время в удобном формате, также требует выделения памяти для размещения строки, содержащей значения текущего времени, указатель на которую возвращается программе.

Напомним, что дополнительная память выделяется из хипа (heap) — об ласти виртуальной памяти, расположенной рядом с сегментом д а н н ы х, размер которой меняется для удовлетворения запросов на размещение.

Следующий за сегментом данных адрес называется разделительным или брейк адресом (break address). Изменение размера сегмента данных по су ществу заключается в изменении брейк адреса. Для изменения его www.books-shop.com Глава 2. Среда программирования UNIX ния UNIX предоставляет процессу два системных вызова — brk(2) и int void Системный вызов brk(2) позволяет установить значение брейк адреса рав ным endds и, в зависимости от его значения, выделяет или освобождает память (рис. 2.11). Функция sbrk(2) изменяет значение брейк адреса на величину incr. Если значение incr больше 0, происходит выделение па мяти, в противном случае, память Рис. Динамическое выделение памяти с помощью brk(2) Существуют четыре стандартные библиотечные функции, предназначен ные для динамического выделения/освобождения памяти.

void void size_t void *ptr, size_t void Функция выделяет указанное аргументом s i z e число байтов.

Функция calloc(3C) выделяет память для указанного аргументом nelem числа объектов, размер которых e l s i z e. Выделенная память инициализи руется нулями.

Функция realloc(3C) изменяет размер предварительно выделенной области памяти (увеличивает или уменьшает, в зависимости от знака аргумента size). Увеличение размера может привести к перемещению всей области в Заметим, что в некоторых системах дополнительная память выделяется (или освобождает ся) в порциях, кратных размеру страницы. Например, выделение всего 100 байтов на са мом деле к выделению 4096 байтов, если размер страницы равен 4К.

www.books-shop.com Процессы / другое место виртуальной памяти, где имеется необходимое свободное не прерывное виртуальное адресное пространство.

Функция free(3C) освобождает память, предварительно выделенную с по мощью функций или указатель на кото рую передается через аргумент ptr.

calloc(3C) и realloc(3C), Указатель, возвращаемый функциями соответствующим образом выровнен, таким образом выделенная память пригодна для хранения объектов любых типов. Например, если наиболее жестким требованием по выравниванию в системе является размещение переменных типа double по адресам, кратным 8, то это требование будет распространено на все указатели, возвращаемыми этими функциями.

Упомянутые библиотечные функции обычно используют системные вызо вы sbrk(2) или brk(2). Хотя эти системные вызовы позволяют как выделять, так и освобождать память, в случае библиотечных функций память реаль но не освобождается, даже при вызове free(3C). Правда, с помощью функ ций или можно снова выделить и исполь зовать эту память и снова освободить ее, но она не передается обратно яд ру, а остается в пуле Для иллюстрации этого положения приведем небольшую программу, вы деляющую и освобождающую память с помощью функций и free(3C), соответственно. Контроль действительного значения брейк адреса осуществляется с помощью системного вызова #include ttinclude { char char char текущий obrk = брейк адрес= 64 байта из naddr = новый nbrk = адрес области Ox%x, брейк адрес= Ох%х (увеличение на naddr, nbrk, nbrk — выделенную память и проверим, что произошло на самом obrk = www.books-shop.com 2. программирования UNIX "Новый брейк адрес= Ох%х (увеличение на obrk } Откомпилируем и запустим программу:

Ох20асО адрес области = Ох20ас8, брейк адрес Ох22асО на байтов) (Ox20ac8) Новый брейк адрес Ох22асО (увеличение на 0 байтов) $ Как видно из вывода программы, несмотря на освобождение памяти функцией free(3C), значение брейк адреса не изменилось. Также можно заметить, что функция выделяет больше памяти, чем требуется.

Дополнительная память выделяется для необходимого выравнивания и для хранения внутренних данных таких как размер области, указа тель на следующую область и т. п.

Создание и управление процессами Работая в командной строке shell вы, возможно, не задумывались, каким образом запускаются программы. На самом деле каждый раз порождается новый процесс, а затем загружается программа. В U N I X эти два этапа четко разделены. Соответственно система предоставляет два различных системных вызова: один для создания процесса, а другой для запуска новой программы.

Новый процесс порождается с помощью системного. h> или дочерний процесс, хотя это кажется странным, является копией процесса, выполнившего этот вызов, или родительского процесса. В частности, дочерний процесс наследует такие атрибуты роди теля, как:

Я идентификаторы пользователя и группы, Я переменные окружения, Я диспозицию сигналов и их обработчики, Я ограничения, накладываемые на процесс, Я текущий и корневой каталог, Я маску создания файлов, Я все файловые дескрипторы, включая файловые указатели, Я управляющий терминал.

Более того, виртуальная память дочернего процесса не отличается от об раза родительского: такие же сегменты кода, данных, стека, разделяемой www.books-shop.com Процессы / памяти и т. д. После возврата из вызова который происходит и в родительский и в дочерний процессы, оба начинают выполнять одну и же инструкцию.

Легче перечислить немногочисленные различия между этими процессами, а именно:

дочернему процессу присваивается уникальный идентификатор идентификаторы родительского процесса PPID у этих процессов различны, О дочерний процесс свободен от сигналов, ожидающих доставки, значение, возвращаемое системным вызовом fork(2) различно для родителя и потомка.

Последнее замечание требует объяснения. Как уже говорилось, возврат из функции происходит как в родительский, так и в дочерний про цесс. При этом возвращаемое родителю значение равно PID дочернего процесса, а дочерний, в свою очередь, получает значение, равное 0. Если возвращает 1, то это свидетельствует об ошибке (естественно, в этом случае возврат происходит только в процесс, выполнивший систем ный вызов).

В возвращаемом fork(2) значении заложен большой смысл, поскольку оно позволяет определить, кто является родителем, а кто — потомком, и соот ветственно разделить функциональность. Поясним это на примере:

/*Эта часть кода выполняется дочерним } else часть кода выполняется родительским } } Таким образом, порождение нового процесса уже не кажется бессмысленным, поскольку родитель и потомок могут параллельно выпол нять различные В данном случае, это вывод на терминал раз л и ч н ы х сообщений, однако можно представить себе и более сложные при www.books-shop.com 156 Глава 2. Среда программирования UNIX ложения. В частности, большинство серверов, одновременно обслужи вающих несколько запросов, организованы именно таким образом: при поступлении запроса порождается процесс, который и выполняет необхо димую обработку. Родительский процесс является своего рода супервизо ром, принимающим запросы и распределяющим их выполнение. Очевид ным недостатком такого подхода является то, что вся функциональность по прежнему заложена в одном исполняемом файле и, таким образом, огра ничена.

UNIX предлагает системный вызов, предназначенный исключительно для запуска программ, т. е. загрузки другого исполняемого файла. Это систем ный вызов представленный на программном уровне несколькими модификациями:

int (const char const char *argO, const char *argn, char * int char char int execle (const char argO [, const char char * char int execve (const char char argv [ char int execlp (const char *file, const char *argO, const char *argn, char * int execvp (const char *file, char *const Все эти функции по существу являются надстройками системного вызова execve(2), который в качестве аргументов получает имя запускаемой про граммы (исполняемого файла), набор аргументов и список переменных окружения. После выполнения не создается новый процесс, а образ существующего полностью заменяется на образ, полученный из ука занного исполняемого файла. На рис. 2.12 показано, как связаны между собой приведенные выше функции.

fork(2), новая программа наследует меньше атрибутов.

В отличие от В частности, наследуются:

идентификаторы процесса PID и PPID, идентификаторы пользователя и группы, эффективные идентификаторы пользователя и группы (в случае, ес ли для исполняемого файла не установлен флаг SUID или SGID), П ограничения, накладываемые на процесс, О текущий и корневой каталоги, П маска создания файлов, П управляющий терминал, файловые дескрипторы, для которых не установлен флаг FD CLOEXEC.

www.books-shop.com Процессы Рис. 2.12. Семейство функций ехес(2) Наследование характеристик процесса играет существенную роль в работе операционной системы. Так наследование идентификаторов владельцев процесса гарантирует преемственность привилегий и, таким образом, неиз менность привилегий пользователя при работе в UNIX. Наследование фай ловых дескрипторов позволяет установить направления ввода/вывода для нового процесса или новой программы. Именно так действует командный интерпретатор. Мы вернемся к вопросу о наследовании в главе 3.

и ехес(2), В главе 1 уже говорилось о частом объединении вызовов получившем специальное название Таким образом загружает ся подавляющее большинство программ, которые выполняются в системе.

www.books-shop.com Глава 2. программирования При порождении процесса, который впоследствии может загрузить новую программу, "родителю" может быть небезынтересно узнать о завершении выполнения "потомка". Например, после того как запущена утилита ls(l), командный интерпретатор приостанавливает свое выполнение до заверше ния работы утилиты и только после этого выдает свое приглашение на эк ран. Можно привести еще множество ситуаций, когда процессам необходи мо синхронизировать свое выполнение с выполнением других процессов.

из способов такой синхронизации является обработка родителем сигнала отправляемого ему при "смерти" потомка. Механизм сиг налов мы рассмотрим в следующем разделе. Сейчас же остановимся на дру гом подходе.

Операционная система предоставляет процессу ряд функций, позволяю щих ему контролировать выполнение потомков. Это функции и idtype, id_t id, int options);

pid_t pid, int *stat_loc, int Первый из этих вызовов обладает самой ограниченной функцио нальностью — он позволяет заблокировать выполнение процесса, пока кто либо из его непосредственных потомков не прекратит существование.

Вызов немедленно возвратит состояние уже завершившегося дочер процесса в переменной stat_loc, если последний находится в со стоянии зомби. Значение s t a t _ l o c может быть проанализировано с по мощью следующих макроопределений:

Возвращает истинное (ненулевое) значение, если про цесс завершился нормально.

Если WIFEXITED(status) не равно нулю, определяет код возврата завершившегося процесса (аргумент функ ции Возвращает истину, если процесс завершился по сиг налу.

Если WIFSIGNALLED(status) не равно нулю, определя ет номер сигнала, вызвавшего завершение выполне ния процесса.

Если WIFSIGNALLED(status) не равно нулю, макрос возвращает истину в случае создания файла core.

Системный вызов предоставляет больше возможностей для кон троля дочернего процесса. Аргументы idtype и id определяют, за какими из процессов требуется следить:

www.books-shop.com / Процессы Значение аргумен Описание та idtype блокирует выполнение процесса, следя за потом ком, PID которого равен id.

waitid(2) блокирует выполнение процесса, следя за потом ками, идентификаторы группы которых равны id.

P_ALL блокирует выполнение процесса, следя за всеми непосредственными потомками.

Аргумент options содержит флаги, объединенные логическим И Л И, оп ределяющие, за какими изменениями в состоянии потомков следит Флаги аргумента Описание options Предписывает ожидать завершения выполнения процесса.

Предписывает ожидать ловушки (trap) или точки останова (breakpoint) для трассируемых процессов.

Предписывает ожидать останова процесса из за получе ния сигнала.

Предписывает вернуть статус процесса, выполнение кото рого было продолжено после останова.

Предписывает завершить свое выполнение, если отсутст вует статусная информация (т. е. отсутствует ожидаемое событие).

Предписывает получить статусную информацию, но не уничтожать ее, оставив дочерний процесс в состоянии ожидания.

Аргумент infop указывает на структуру siginfo_t, которая будет запол нена информацией о потомке. Мы рассмотрим эту структуру в следующем разделе.

Функция как и функции и позволяет контроли ровать определенное множество дочерних процессов.

В заключение для иллюстрации описанных в этом разделе системных вы зовов приведем схему работы командного интерпретатора при запуске ко манды.

приглашение /*Считать пользовательский get piracy@books-shop.com 2. программирования UNIX /*Произвести разбор ввода: выделить команду and и ее аргументы and, pid = if (pid == 0) { /*3апустить /*При нормальном запуске программы эта часть кода выполняться уже не бу дет — можно смело выводить сообщение об pexit } else процесс (shell) ожидает завершения выполнения Сигналы Сигнал является способом передачи уведомления о некотором произо шедшем событии между процессами или между ядром системы и процес сами. Сигналы можно рассматривать, как простейшую форму межпро цессного взаимодействия, хотя на самом деле они больше напоминают программные прерывания, при которых нарушается нормальное выполне ние процесса.

Сигналы появились уже в ранних версиях UNIX, но их реализация не бы ла достаточно надежной. Сигнал мог быть "потерян", возникали также определенные сложности с отключением (блокированием) сигналов на время выполнения критических участков кода. В последующие версии системы, как BSD, так и System V, были внесены изменения, позволившие реализовать надежные (reliable) сигналы. Однако модель сигналов, принятая в версиях BSD, была несовместима с моделью версий System V. В настоя щее время стандарт POSIX.1 вносит определенность в интерфейс надеж ных сигналов.

Прежде всего, каждый сигнал имеет уникальное символьное имя и соот ветствующий ему номер. Например, сигнал прерывания, посылаемый про цессу при нажатии пользователем клавиши или +, имеет имя S I G I N T. Сигнал, генерируемый комбинацией +<\>, называется Седьмая редакция UNIX насчитывала 15 различных сигналов, а в современных версиях их число увеличилось вдвое.

Сигнал может быть отправлен процессу либо ядром, либо другим процес сом с помощью системного вызова ttinclude int t pid, int www.books-shop.com Процессы Аргумент адресует процесс, которому посылается сигнал. Аргумент определяет тип отправляемого сигнала.

К генерации сигнала могут привести различные ситуации:

Ядро отправляет процессу (или группе процессов) сигнал при нажа тии пользователем определенных клавиш или их комбинаций. На пример, нажатие клавиши (или приведет к от правке сигнала SIGINT, что используется для завершения процессов, вышедших из под Аппаратные особые ситуации, например, деление на 0, обращение к недопустимой области памяти и т. д., также вызывают генерацию сигнала. Обычно эти ситуации определяются аппаратурой компью тера, и ядру посылается соответствующее уведомление (например, в виде прерывания). Ядро реагирует на это отправкой соответствую щего сигнала процессу, который находился в стадии выполнения, когда произошла особая ситуация.

П Определенные программные состояния системы или ее компонентов также могут вызвать отправку сигнала. В отличие от предыдущего случая, эти условия не связаны с аппаратной частью, а имеют чисто программный характер. В качестве примера можно привести сигнал SIGALRM, отправляемый процессу, когда срабатывает таймер, ранее установленный с помощью вызова С помощью системного вызова kill(2) процесс может послать сигнал как самому себе, так и другому процессу или группе процессов. В этом случае процесс, посылающий сигнал, должен иметь те же реальный и эффектив ный идентификаторы, что и процесс, которому сигнал отправляется. Разу меется, данное ограничение не распространяется на процессы, обладаю щие привилегиями суперпользователя. Такие процессы имеют возмож ность отправлять сигналы любым процессам системы.

Как уже говорилось в предыдущей главе, процесс может выбрать одно из трех возможных действий при получении сигнала:

П игнорировать сигнал, П перехватить и самостоятельно обработать П позволить действие по умолчанию.

Текущее действие при получении сигнала называется диспозицией сигнала.

Напомним, что сигналы и SIGSTOP невозможно ни игнориро вать, ни перехватить. Сигнал SIGKILL является силовым методом завер шения выполнения "непослушного" процесса, а от работоспособности SIGSTOP зависит функционирование системы управления заданиями.

Сигналы этого рода генерируются терминала. Настройка терминального драй вера позволяет связать условие генерации сигнала с любой клавишей.

www.books-shop.com Глава 2. Среда программирования UNIX Условия генерации сигнала и действие системы по умолчанию приведены в табл. 2.18. Как видно из таблицы, при получении сигнала в большинстве случаев по умолчанию происходит завершение выполнения процесса. В случаев в текущем рабочем каталоге процесса также создается файл core (в таблице такие случаи отмечены как в котором хранится образ памяти процесса. Этот файл может быть впоследствии про анализирован программой отладчиком для состояния процес са непосредственно перед завершением. Файл core не будет создан в сле случаях:

исполняемый файл процесса имеет установленный бит и ре альный владелец пользователь процесса не является владельцем пользователем исполняемого файла;

О исполняемый файл процесса имеет установленный бит SGID, и ре альный владелец группа процесса не является владельцем группой исполняемого файла;

П процесс не имеет права записи в текущем рабочем каталоге;

размер файла core слишком велик (превышает допустимый предел D см. раздел "Ограничения" далее в этой главе).

Таблица 2.18. Сигналы Название Действие по Значение умолчанию Сигнал отправляется, если процесс вызывает системный вызов Завершить Сигнал отправляется, когда срабатывает тай мер, ранее установленный с помощью систем ных вызовов alarm(2) или setitimer(2).

Завершить+соге Сигнал свидетельствует о некоторой аппаратной ошибке. Обычно этот сигнал отправляется при об ращении к допустимому виртуальному адресу, для которого отсутствует соответствующая физическая страница. Другой случай генерации этого сигнала упоминался при обсуждении файлов, отображае мых в память (сигнал отправляется процессу при попытке обращения к странице памя ти, лежащей за пределами файла).

Игнорировать Сигнал, посылаемый родительскому процессу при завершении выполнения его потомка.

Завершить+соге Сигнал свидетельствует о попытке обращения к недопустимому адресу или к области памяти, для которой у процесса недостаточно привилегий.

Завершить+соге Сигнал свидетельствует о возникновении осо бых ситуаций, таких как деление на 0 или пере полнение операции с плавающей точкой.

www.books-shop.com Процессы Таблица 2.18 (продолжение) Значение Название Действие по умолчанию Завершить Сигнал посылается лидеру сеанса, связанному с управляющим терминалом, когда ядро обна руживает, что терминал отсоединился (потеря линии). Сигнал также посылается всем процес сам текущей группы при завершении выполне ния лидера.

Этот сигнал иногда используется в качестве простейшего средства межпроцессного взаи модействия. В частности, он применяется для сообщения демонам о необходимости обновить конфигурационную информацию. Причина вы бора именно сигнала SIGHUP заключается в том, что демон по определению не имеет управ ляющего терминала и, соответственно, обычно не получает этого сигнала.

SIGILL Сигнал посылается ядром, если процесс попы тался выполнить недопустимую инструкцию.

SIGINT Сигнал посылается ядром всем процессам те Завершить кущей группы при нажатии клавиши прерывания +).

Завершить Сигнал, при получении которого выполнение процесса завершается. Этот сигнал нельзя ни перехватить, ни игнорировать.

SIGPIPE Завершить Сигнал посылается при попытке записи в канал или сокет, получатель данных которого завер шил выполнение (закрыл соответствующий де скриптор).

Завершить Сигнал отправляется при наступлении опреде ленного события для устройства, которое явля ется опрашиваемым.

Игнорировать Сигнал генерируется при угрозе потери питания.

Обычно он отправляется, когда питание системы переключается на источник бесперебойного питания (UPS).

SIGQUIT Завершить+соге Сигнал посылается ядром всем процессам те кущей группы при нажатии клавиш +<\>.

SIGSTOP Остановить Сигнал отправляется всем процессам текущей группы при нажатии пользователем клавиш +. Получение сигнала вызывает оста нов выполнения процесса.

Завершить+соге Сигнал отправляется ядром при попытке недо пустимого системного вызова.

www.books-shop.com Глава 2, программирования UNIX Таблица 2.18 (окончание) Название Действие по Значение умолчанию SIGTERM Сигнал обычно представляет своего рода пре Завершить дупреждение, что процесс вскоре будет уничто жен. Этот сигнал позволяет процессу соответст вующим образом "подготовиться к смерти" — удалить временные файлы, завершить необхо димые транзакции и т. д. Команда kill(1) по умолчанию отправляет именно этот сигнал.

SIGTTIN Сигнал генерируется ядром (драйвером терми Остановить нала) при попытке процесса фоновой группы осуществить чтение с управляющего терминала.

SIGTTOU Остановить Сигнал генерируется ядром (драйвером терми нала) при попытке процесса фоновой группы осуществить запись на управляющий терминал.

Завершить Сигнал предназначен для прикладных задач как простейшее средство межпроцессного взаимо действия.

Завершить Сигнал предназначен для прикладных задач как простейшее средство межпроцессного взаимо действия.

Простейшим интерфейсом к сигналам UNIX является устаревшая, но по прежнему поддерживаемая в большинстве систем функция Эта функция позволяет изменить диспозицию сигнала, которая по умолчанию устанавливается ядром UNIX. Порожденный вызовом fork(2) процесс на следует диспозицию сигналов от своего родителя. Однако при вызове ехес(2) диспозиция всех перехватываемых сигналов будет установлена на действие по умолчанию. Это вполне естественно, поскольку образ новой программы не содержит функции обработчика, определенной диспозици ей сигнала перед вызовом ехес(2). Функция имеет следующее определение:

void (*signal (int sig, void Аргумент sig определяет сигнал, диспозицию которого нужно изменить.

Аргумент определяет новую диспозицию сигнала, которой может быть определенная пользователем функция обработчик или одно из сле дующих значений:

SIG_DFL Указывает ядру, что при получении процессом сигнала необходимо вызвать системный обработчик, т. е. выполнить действие по умолчанию.

Указывает, что сигнал следует игнорировать. Напомним, что не все сиг налы можно игнорировать.

www.books-shop.com Процессы В случае успешного завершения возвращает предыдущую диспо зицию — это может быть функция обработчик сигнала или системные значения или Возвращаемое значение может быть ис пользовано для восстановления диспозиции в случае необходимости.

Использование функции подразумевает семантику устаревших или ненадежных сигналов. Процесс при этом имеет весьма слабые воз можности управления сигналами. Во первых, процесс не может заблоки ровать сигнал, т. е. отложить получение сигнала на период выполнения критического участка кода. Во вторых, каждый раз при получении сигна ла, его диспозиция устанавливается на действие по умолчанию. Данная функция и соответствующая ей семантика сохранены для поддержки ста рых версий приложений. В связи с этим в новых приложениях следует из бегать использования функции signal(3C). Тем не менее для простейшей иллюстрации использования сигналов, приведенный ниже пример исполь зует именно этот интерфейс:

static void signo) { сигнал { pause В этом примере изменена диспозиция трех сигналов: SIGINT, SIGUSR1 и При получении сигнала SIGINT вызывается обработчик при получении сигнала SIGUSR1 производится действие по умолчанию (процесс завершает работу), а сигнал игнорируется.

После установки диспозиции сигналов процесс запускает бесконечный цикл, в процессе которого вызывается функция При получении сигнала, который не игнорируется, возвращает значение 1, а пере менная errno устанавливается равной EINTR. Заметим, что каждый раз при получении сигнала SIGINT мы вынуждены восстанавливать требуемую дис позицию, в противном случае получение следующего сигнала этого типа вызвало бы завершение выполнения процесса (действие по умолчанию).

www.books-shop.com Глава 2. Среда программирования UNIX При запуске программы, получим следующий результат:

$ & [1] 8365 PID порожденного процесса $ kill SIGINT Получен сигнал SIGINT Сигнал SIGINT перехвачен $ kill 8365 Сигнал SIGUSR2 игнорируется $ kill SIGUSR1 User Signal 1 Сигнал SIGUSR1 вызывает завер • шение выполнения процесса $ Для отправления сигналов процессу использована команда описан ная в предыдущей главе.

Надежные сигналы Стандарт POSIX. 1 определил новый набор функций управления сигнала на интерфейсе UNIX и лишенный рассмотренных выше недостатков.

Модель сигналов, предложенная POSIX, основана на понятии набора сиг налов (signal set), описываемого переменной типа s i g s e t _ t. Каждый бит этой переменной отвечает за один сигнал. Во многих тип имеет длину 32 бита, ограничивая количество возможных сигна лов числом 32.

Следующие функции позволяют управлять наборами сигналов:

frinclude int *set, int int *set, int signo);

int *set, int В отличие от функции изменяющей диспозицию сигналов, дан позволяют модифицировать структуру данных s i g s e t t, определенную процессом. Для управления непосредственно сигналами ис дополнительные функции, которые мы рассмотрим позже.

Функция инициализирует набор, очищая все биты. Если процесс вызывает то набор будет включать все сигналы, из вестные системе. Функции sigaddset(3C) и позволяют добавлять или удалять сигналы набора. Функция позволяет прове рить, входит ли указанный параметром signo сигнал в набор.

Вместо функции стандарт 1 определяет функцию позволяющую установить диспозицию сигналов, узнать ее те кущее значение или сделать и то и другое одновременно. Функция имеет следующее определение:

www.books-shop.com Процессы int sigaction (int sig, const struct sigaction *act, struct sigaction Вся необходимая для управлением сигналами информация передается че рез указатель на структуру sigaction, имеющую следующие поля:

void (*sa_handler) () Обработчик сигнала sig void (int, siginfo_t *, void *) Обработчик сигнала sig при установленном флаге sigset_t Маска сигналов int Флаги Поле определяет действие, которое необходимо предпринять при получении сигналов, и может принимать значения SIG_DFL или адреса функции обработчика. Если значение или sa sigaction не равны NULL, то в поле передается набор сигна лов, которые будут добавлены к маске сигналов перед вызовом обработчика.

Каждый процесс имеет установленную маску сигналов, определяющую сиг налы, доставка которых должна быть заблокирована. Если определенный бит маски установлен, соответствующий ему сигнал будет заблокирован.

После возврата из функции обработчика значение маски возвращается к исходному значению. Заметим, что сигнал, для которого установлена функция обработчик, также будет заблокирован перед ее вызовом. Такой подход гарантирует, что во время обработки, последующее поступление оп ределенных сигналов будет приостановлено до завершения функции. Как правило, UNIX не поддерживает очередей сигналов, и это значит, что бло кировка нескольких однотипных сигналов в конечном итоге вызовет достав ку одного.

Поле определяет флаги, модифицирующие доставку сигнала.

Оно может принимать следующие значения:

Если определена функция обработчик сигнала, и с помощью функции sigaltstack(2) задан стек для функции обработчика, то при обработке сигнала будет использоваться этот стек. Если флаг не установлен, будет использоваться обычный стек процесса.

SA_RESETHAND* Если определена функция обработчик, то диспозиция сигнала будет изменена на SIG_DFL, и сигнал не будет блокироваться при запуске обработчика. Если флаг не установлен, диспозиция сигнала остается неизменной.

SA_NODEFER Если определена функция обработчик, то сигнал блокируется на время обработки только в том случае, если он явно указан в по ле sa mask. Если флаг не установлен, в процессе обработки данный сигнал автоматически блокируется.

* Данные флаги не определены для UNIX BSD.

www.books-shop.com 168 Глава 2. Средо программирования UNIX SA_RESTART Если определена функция обработчик, ряд системных вызовов, выполнение которых было прервано полученным сигналом, будут автоматически перезапущены после обработки Если флаг не установлен, системный вызов возвратит ошибку Если диспозиция указывает на перехват сигнала, вызывается функция, адресованная полем Если флаг не установлен, вызывается обработчик sa_handler.

Если указанный аргументом sig сигнал равен SIGCHLD, при за вершении потомки не будут переходить в состояние зомби. Если процесс в дальнейшем вызовет функции wait3(2), или их выполнение будет блокировано до за вершения работы всех потомков данного процесса.

SA_NOCLDSTOP* Если указанный аргументом sig сигнал равен SIGCHLD, указан ный сигнал не будет отправляться процессу при завершении или останове любого из его потомков.

В системах UNIX BSD 4.x структура sigaction имеет следующий вид:

struct sigaction { void sigset_t int где функция обработчик определена следующим образом:

void signo, int code, struct sigcontext В первом аргументе signo содержится номер сигнала, code определяет дополнительную информацию о причине поступления сигнала, a scp ука зывает на контекст процесса.

Для UNIX System V реализована следующая возможность получения более полной информации о сигнале. Если установлен флаг SA_SIGINFO, то при получении сигнала sig будет вызван обработчик, адресованный полем Помимо номера сигнала, обычно передаваемого обработ чику сигнала, ему будет переданы указатель на структуру siginfo_t, со держащую информацию о причинах получения сигнала, а также указатель на структуру содержащую контекст процесса.

Структура siginfo_t определена в файле и включает следую щие поля:

int Номер сигнала int si_errno Номер ошибки int si_code Причина отправления сигнала К таким системным вызовам, в частности, относятся и для медленных уст ройств, таких как терминалы, а также ioctl(2), и www.books-shop.com Процессы В поле si_signo хранится номер сигнала. Поле si_code имеет следую щий смысл: если его значение меньше или равно нулю, значит сигнал был отправлен прикладным процессом, в этом случае структура siginfo_t содержит также следующие поля:

pid_t si_pid Идентификатор процесса Идентификатор пользователя UID uid t si uid которые адресуют процесс, пославший сигнал;

если значение si_code больше нуля, то оно указывает на причину отправления сигнала. Список возможных значений si_code для некоторых сигналов, соответствующих полю si_signo, приведен в табл. 2. Таблица 2.19. Значения поля si_code структуры для некоторых сигналов Значение поля Значение поля si code Описание si_signo Попытка выполнения недопустимой инструкции SIGILL Недопустимый код операции (opcode) ILL_ILLOPN Недопустимый операнд Недопустимый режим адресации ILL ILLTRP Недопустимая ловушка (trap) ILL PRVOPC Привилегированный код опера ции Привилегированный регистр Ошибка сопроцессора Ошибка внутреннего стека Особая ситуация операции с плавающей точкой SIGFPE FPE INTDIV Целочисленное деление на ноль FPE_INTOVF Целочисленное переполнение FPE_FLTDIV Деление на ноль с плавающей точкой FPE_FLTOVF Переполнение с плавающей точ кой FPE FLTUND Потеря точности с плавающей точкой (underflow) FPE FLTRES Неоднозначный результат опе рации с плавающей точкой FPE FLTINV Недопустимая операция с пла вающей точкой FPE_FLTSUB Индекс вне piracy@books-shop.com Глава 2. программирования UNIX / Таблица 2.19 (продолжение) Описание Значение поля Значение поля si code si signo SIGSEGV Нарушение сегментации SEGV MAPPER Адрес не отображается на объект SEGV ACCERR Недостаточно прав на отобра объект SIGBUS Ошибка адресации BUS ADRALN Недопустимое выравнивание адреса BUS ADRERR Несуществующий физический адрес BUS OBJERR Аппаратная ошибка, связанная с объектом SIGTRAP Ловушка TRAP Процессом достигнута точка останова TRAP TRACE Ловушка трассирования про цесса SIGCHLD Завершение выполнения дочернего процесса CLD_EXITED Дочерний процесс завершил выполнение CLD KILLED Дочерний процесс был "убит" CLD DUMPED Ненормальное завершение до чернего процесса CLD TRAPPED Трассируемый дочерний про цесс находится в ловушке CLD STOPPED Выполнение дочернего процес са было остановлено CLD CONTINUED Выполнение остановленного дочернего процесса было про должено SIGPOLL Событие на опрашиваемом устройстве POLL IN Поступили данные для ввода POLL OUT Свободны буферы данных POLL_MSG Сообщение ожидает ввода POLL ERR Ошибка POLL_PRI Высокоприоритетные данные ожидают ввода POLL HUP Устройство отключено www.books-shop.com Процессы Уже отмечалось, что при получении сигнала от пользовательского процес са структура содержит дополнительные поля (табл. 2.20).

Таблица 2.20. Дополнительные поля структуры siginfo_t Дополнительные поля Значение Значение поля si signo t si addr SIGILL Адрес недопустимой инст рукции SIGFPE si addr t SIGSEGV Адрес недопустимой области памяти SIGBUS si pid SIGCHLD Идентификатор дочернего процесса si status int Код возврата сигнала long si band SIGPOLL Ошибка канала (для модулей STREAMS) Установить маску сигналов или получить текущую маску можно с помо щью функции tinclude int how, *set, Маска сигналов изменяется в соответствии с аргументом how, который может принимать следующие значения:

Результирующая маска получится путем те кущей маски и набора set Сигналы набора будут удалены из текущей маски Текущая маска будет заменена на набор set Если указатель set равен NULL, то аргумент how игнорируется. Если аргу мент oset не равен NULL, то в набор, адресованный этим аргументом, по мещается текущая маска сигналов.

Функция используется для получения набора заблокирован ных сигналов, ожидающих доставки:

int Список сигналов, ожидающих доставки, возвращается в наборе, адресо ванном аргументом set.

Системный вызов замещает текущую маску набором, адресо ванным аргументом set, и приостанавливает выполнение процесса до по лучения сигналов, диспозиция которых установлена либо на завершение выполнения процесса, либо на вызов функции обработчика сигнала.

www.books-shop.com 2. программирования UNIX ttinclude int sigset_t При получении сигнала, завершающего выполнение процесса, возврата из функции не происходит. Если же диспозиция полученного сигнала установлена на вызов функции обработчика, возврат из происходит сразу после завершения обработки сигнала. При этом восстанавливается маска, существовавшая до вызова Заметим, что в BSD UNIX вызов является упрощенным интерфей сом к более общей функции в то время как в ветви System V подразумевает использование старой семантики ненадежных сигна лов.

В заключение для иллюстрации изложенных соображений, приведем вер сию функции позволяющую использовать надежные сигналы. По хожая реализация используется в BSD UNIX. С помощью этой "надежной" версии мы повторим пример, рассмотренный нами выше, в измененном виде.

ttinclude ttinclude ttinclude ttinclude ttinclude /*Вариант "надежной" функции */ void ( * m y s i g n a l (int signo, void ( * h n d l r ) (int) { struct sigaction act, oact;

/*Установим маску = = 0;

if (signo != SIGALRM) lags |= /*Установим < 0) } /*Функция обработчик static void signo) { /* Эта часть кода нам уже не нужна (SIGINT, */ printf ( "Получен сигнал www.books-shop.com Процессы mysignal (SIGUSR2, } Заметим, что при использовании надежных сигналов, не нужно восстанав ливать диспозицию в функции обработчике при получении сигнала.

Группы и сеансы После создания процесса ему присваивается уникальный идентификатор, возвращаемый системным вызовом fork(2) родительскому процессу. До полнительно ядро назначает процессу идентификатор группы процессов (process group ID). Группа процессов включает один или более процессов и существует, пока в системе присутствует хотя бы один процесс этой груп пы. Временной интервал, начинающийся с создания группы и заканчи вающийся, когда последний процесс ее покинет, называется временем жизни группы. Последний процесс может либо завершить свое выполне ние, либо перейти в другую группу.

Многие системные вызовы могут быть применены как к единичному про цессу, так и ко всем процессам группы. Например, системный вызов kill(2) может отправить сигнал как одному процессу, так и всем процессам ука занной группы. Точно так же функция позволяет родительскому процессу ожидать завершения конкретного процесса или любого процесса группы.

Каждый процесс, помимо этого, является членом сеанса (session), являю щегося набором одной нескольких групп процессов. Понятие сеанса было введено в UNIX для логического объединения процессов, а точнее, групп процессов, созданных в результате регистрации и последующей ра боты пользователя в системе. Таким образом, термин "сеанс работы" в сис теме тесно связан с понятием сеанса, описывающего набор процессов, ко торые порождены пользователем за время пребывания в системе.

Процесс имеет возможность определить идентификатор собственной груп пы процессов или группы процесса, который является членом того же се анса. Для этого используются два системных вызова: getpgrp(2) и ttinclude ttinclude pid_t www.books-shop.com Глава 2. UNIX Аргумент pid, который передается функции адресует процесс, идентификатор группы которого требуется узнать. Если этот процесс не принадлежит к тому же сеансу, что и процесс, сделавший системный вы зов, функция возвращает ошибку.

Системный вызов setpgid(2) позволяет процессу стать членом существую щей группы или создать новую группу.

ttinclude int pid, pid_t Функция устанавливает идентификатор группы процесса pid равным pgid. Процесс имеет возможность установить идентификатор группы для себя и для своих потомков (дочерних процессов). Однако процесс не мо жет изменить идентификатор группы для дочернего процесса, который выполнил системный вызов ехес(2), запускающий на выполнение другую программу.

Если значения обоих аргументов равны, то создается новая группа с иден тификатором pgid, а процесс становится лидером (group leader) этой груп пы. Поскольку именно таким образом создаются новые группы, их иден тификаторы гарантированно уникальны. Заметим, что группа не удаляется при завершении ее лидера, пока в нее входит хотя бы один процесс.

Идентификатор сеанса можно узнать с помощью функции ttinclude #include pid_t g e t s i d ( p i d _ t Как и в случае с группой, идентификатор pid должен адресовать процесс, являющийся членом того же сеанса, что и процесс, вызвавший getsid(2).

Заметим, что эти ограничения не распространяются на процессы, имею щие привилегии суперпользователя.

Вызов функции приводит к созданию нового сеанса:

#include pid_t Новый сеанс создается лишь при условии, что процесс не является лиде ром какого либо сеанса. В случае успеха процесс становится лидером се анса и лидером новой группы.

Понятия группы и сеанса тесно связаны с терминалом или, точнее, с драйвером терминала. Каждый сеанс может иметь один ассоциированный терминал, который называется управляющим терминалом (controlling terminal), а группы, созданные в данном сеансе, наследуют этот управ www.books-shop.com Процессы терминал. Наличие управляющего терминала позволяет ядру кон тролировать стандартный ввод/вывод процессов, а также дает возможность отправить сигнал всем процессам ассоциированной с терминалом группы, например, при его отключении. Типичным примером является регистрация и работа пользователя в системе. При входе в систему терминал пользовате ля становится управляющим для лидера сеанса (в данном случае для ко мандного интерпретатора shell) и всех процессов, порожденных лидером (в данном случае для всех процессов, которые запускает пользователь из ко мандной строки интерпретатора). При выходе пользователя из системы shell завершает свою работу и таким образом отключается от управляющего тер минала, что вызывает отправление сигнала SIGHUP всем незавершенным процессам текущей группы. Это гарантирует, что после завершения работы пользователя в системе не останется запущенных им Текущие и фоновые группы процессов Как было показано, для каждого управляющего терминала существует се анс, включающий одну или несколько групп процессов. Одна из этих групп является текущей (foregroud group), а остальные фоновыми (background Сигналы SIGINT и SIGQUIT, которые генерируются драйвером терминала, посылаются всем процессам текущей группы. По пытка процессов фоновых групп осуществить доступ к управляющему терминалу, как правило, вызывает отправление им сигналов SIGSTP, SIGTTIN ИЛИ Рассмотрим следующие команды:

$ find / name & $ cat | sort При этом происходит чтение ввода пользователя с клавиатуры и сортировка введенных данных Если интерпретатор поддерживает управление заданиями, оба процесса, созданные для программ cat(l) и sort(l), будут помещены в отдельную группу. Это подтверждается выводом команды не менее в системе будут продолжать выполняться процессы, запущенные в фоновом режиме. Это также не справедливо для демонов — процессов, являющихся нами сеанса, имеющего управляющего терминала. Система не имеет возможности авто матического отправления сигнала таким процессам при выходе пользователя, и они будут продолжать выполняться даже после завершения пользователем работы в Для "превращения" процесса в демона, он должен воспользоваться функцией и создать новый сеанс, которого он автоматически окажется и который не будет ассоцииро ван с управляющим терминалом. Эти вопросы будут более подробно обсуждены при иллю страции программы демона в этой главе.

Наличие текущей и фоновых групп в сеансе работы пользователя зависит от возможности командного интерпретатора управлять заданиями (job control). При отсутст вии этой возможности все процессы будут выполняться в той же группе, что и shell.

www.books-shop.com Глава 2. программирования UNIX $ ps efj | egrep CMD TIME TTY SID С sort 2407 1 15:51:30 0: 2436 2407 find / name foo 0: 2407 0 15:51: 2431 2407 0:00 sh 2407 0 15:31:09 ttyOl andy 2407 2405 cat 0: 2407 0 15:51:30 ttyOl andy 2435 2407 Все четыре процесса (sh, find, cat и sort) имеют один и тот же идентифика тор сеанса, связанного с управляющим терминалом ttyOl. Процессы и принадлежат одной группе, идентификатор которой (2435) отли чен от идентификатора группы командного интерпретатора (2407). То же самое можно сказать и о процессе find(l), который является лидером от дельной группы (2431). Можно также заметить, что процессы и являются лидерами групп, a еще и лидером сеанса.

Хотя команда ps(l) не указывает, какие группы являются фоновыми, а какая текущей, синтаксис команд позволяет утверждать, что командный интерпре татор помещает cat(l) и в текущую группу. Это, во первых, позволяет процессу cat(l) читать данные со стандартного потока ввода, связанного с терминалом ttyOl. Во вторых, пользователь имеет возможность завершить выполнение обоих процессов путем нажатия клавиши (или что вызовет генерацию сигнала SIGINT. Получение процесса ми этого сигнала вызовет завершение их выполнения (действие по умолча нию), если, конечно, процесс не установил игнорирование SIGINT. На рис. представлена схема взаимодействия управляющего терминала, се анса и групп процессов для приведенного выше примера. Более детально вза имосвязь между терминалом и процессами рассмотрена в следующей главе.

Рис. 2.13. Связь между управляющим терминалом, сеансом и группами www.books-shop.com Процессы Если командный интерпретатор не поддерживает управление заданиями, оба процесса станут членами той же группы, что и сам shell. В этом случае командный интерпретатор должен позаботиться об игнорировании сигна лов S I G I N T и чтобы допустимые действия пользователя (такие как нажатие клавиши или +) не привели к завершению выполнения shell и выходу из системы.

Ограничения UNIX является многозадачной системой. Это значит, что несколько процес сов конкурируют между собой при доступе к различным ресурсам. Для "справедливого" распределения разделяемых ресурсов, таких как память, дисковое пространство и т. п., каждому процессу установлен набор ограни чений. Эти ограничения не носят общесистемного характера, как, напри мер, максимальное число процессов или областей, а устанавливаются для каждого процесса отдельно. Для получения информации о текущих ограни чениях и их изменения предназначены системные вызовы и ttinclude int resource, struct rlimit int resource, const struct rlimit Аргумент resource определяет вид ресурса, для которого мы хотим узнать или изменить ограничения процесса. Структура rlimit состоит из двух полей:

определяющих, соответственно, изменяемое (soft) и жесткое (hard) ограни чение. Первое определяет текущее ограничение процесса на данный ре сурс, а второе — максимальный возможный предел потребления ресурса.

Например, изменяемое ограничение на число открытых процессом файлов может составлять 64, в то время как жесткое ограничение равно 1024.

Любой процесс может изменить значение текущего ограничения вплоть до максимально возможного предела. Жесткое ограничение может быть из менено в сторону увеличения предела потребления ресурса только процес сом с привилегиями суперпользователя. Обычные процессы могут только уменьшить значение жесткого ограничения. Обычно ограничения устанав ливаются при инициализации системы и затем наследуются порожденны ми процессами (хотя в дальнейшем могут быть изменены).

Вообще говоря, максимальный возможный предел потребления ресурса может иметь бесконечное значение. Для этого необходимо установить зна чение rlim_max равным RLIM_INFINITY. В этом случае физические огра ничения системы (например, объем памяти и дискового пространства) бу дут определять реальный предел использования того или иного ресурса.

Различные ограничения и связанные с ними типы ресурсов приведены в табл. 2.21.

www.books-shop.com Глава 2. Среда программирования UNIX Таблица 2.21. Ограничения процесса (значения аргумента resource) Эффект Ограничение Тип ресурса Максимальный размер соз После создания файла core за пись в этот файл будет останов даваемого файла core, со лена при достижении предельно держащего образ памяти го размера.

процесса. Если предел уста новлен равным 0, файл core создаваться не будет.

Максимальное время исполь При превышении предела про цессу отправляется сигнал зования процессора в секун дах. SIGXCPU.

Максимальный размер сег При достижении этого предела последующие вызовы функции мента данных процесса в бай тах, т. е. максимальное значе brk(2) завершатся с ошибкой ние смещения брейк адреса.

При достижении этого предела Максимальный размер фай FSIZE процессу отправляется сигнал ла, который может создать SIGXFSZ. Если сигнал перехва процесс. Если значение этого предела равно 0, процесс не тывается или игнорируется про может создавать файлы. цессом, последующие попытки увеличить размер файла закон чатся С Ошибкой EFBIG.

Максимальное количество При достижении этого предела, RLIMIT NOFILE назначенных файловых деск последующие попытки получить рипторов процесса. новый файловый дескриптор закончатся с ошибкой EMFILE.

Максимальный размер стека При попытке расширить стек за RLIMIT STACK установленный предел отправля процесса.

ется сигнал SIGSEGV. Если про цесс перехватывает или игнори рует сигнал и не использует аль тернативный стек с помощью функции диспози ция сигнала устанавливается на действие по умолчанию перед отправкой процессу.

Максимальный размер ото При достижении этого предела бражаемой памяти процесса последующие вызовы brk(2) или завершатся с ошибкой в байтах. (Предел определен в версиях System V.) ENOMEM.

RLIMIT NPROC Максимальное число процес При достижении этого предела, последующие вызовы для сов с одним реальным порождения нового процесса Определяет максимальное завершатся с ошибкой число процессов, которые мо жет запустить пользователь.

(Предел определен в версиях BSD UNIX.) www.books-shop.com Процессы Таблица 2.21 (окончание) Ограничение Тип ресурса Эффект Максимальный размер в бай Если система ощущает недоста ток памяти, ядро освободит па тах резидентной части про мять за счет процессов, превы цесса (RSS — Resident Set сивших свой RSS.

Size). Определяет макси мальное количество физиче ской памяти, предоставляе мой процессу. (Предел опре делен в версиях BSD UNIX.) R L I M I T MEMLOCK Максимальный физи При превышении предела сис ческой памяти (физических темный вызов mlock(2) завер страниц) в байтах, который шится С Ошибкой EAGAIN.

процесс может заблокировать с помощью системного вызо ва mlock(2). (Предел опреде лен в версиях BSD UNIX.) В заключение приведем пример программы, выводящий на экран установ ленные о г р а н и ч е н и я для процесса:

вывода на экран текущего и максимального пределов потребления ресурса void resource, char *rname) { struct rlimit изменяемого if == else printf ( жесткого if == printf else } STACK, "RLIMIT piracy@books-shop.com Глава 2. программирования UNIX /* BSD */ RLIMIT_NPROC /* BSD */ ttifdef /* BSD */ ttifdef RLIMIT_MEMLOCK ) #endif /* System V */ #endif } Запуск программы под управлением операционной системы Solaris 2.5 даст следующие результаты:

$ infinite infinite infinite infinite 2147479552 infinite infinite 64 8388608 infinite infinite Примеры программ В качестве заключительной иллюстрации к обсуждавшимся выше вопро сам приводятся фрагменты двух приложений, которые в достаточной сте пени демонстрируют практическое применение программного интерфейса UNIX. Заметим, что приведенные примеры не являются законченными программами — во многих местах участки кода намеренно опущены, а функциональность сведена к минимуму. Задачей являлось показать прин цип взаимодействия программ с операционной системой и идеологию программирования в UNIX. Рассмотрим два диаметрально противополож ных приложения — неинтерактивную программу демон и интерактивный командный интерпретатор.

Демон Демоны играют важную роль в работе операционной системы. Достаточно будет сказать, что возможность терминального входа пользователей в www.books-shop.com Примеры программ тему, доступ по сети, использование системы печати и электронной поч ты, — все это обеспечивается соответствующими демонами — неинтерак тивными программами, составляющими собственные сеансы (и группы) и не принадлежащими ни одному из пользовательских сеансов (групп).

Некоторые демоны работают постоянно, наиболее яркий пример такого демона — процесс являющийся прародителем всех прикладных процессов в системе. Другими примерами являются позволяю щий запускать программы в определенные моменты времени, обеспечивающий доступ к сервисам системы из сети, и обес печивающий получение и отправку электронной почты.

При описании взаимодействия процессов с терминалом и пользователем в разделе "Группы и сеансы", отмечалось особое место демонов, которые не имеют управляющего терминала. Теперь в отношении демонов можно сформулировать ряд правил, определяющих их нормальное функциониро вание, которые необходимо учитывать при разработке таких программ:

1. Демон не должен реагировать на сигналы управления заданиями, по сылаемые ему при попытке операций ввода/вывода с управляющим терминалом. Начиная с некоторого времени, демон снимает ассоциа цию с управляющим терминалом, но на начальном этапе запуска ему может потребоваться вывести то или иное сообщение на экран.

2. Необходимо закрыть все открытые файлы (файловые дескрипторы), особенно стандартные потоки ввода/вывода. Многие из этих файлов представляют собой терминальные устройства, которые должны быть закрыты, например, при выходе пользователя из системы. Предполага ется, что демон остается работать и после того, как пользователь "по кинул" UNIX.

3. Необходимо снять его ассоциацию с группой процессов и управляю щим терминалом. Это позволит демону избавиться от сигналов, гене рируемых терминалом (SIGINT или например, при определенных клавиш или выходе пользователя из системы.

4. Сообщения о работе демона следует направлять в специальный жур нал с помощью функции syslog(3), — это наиболее корректный способ передачи сообщений от демона.

5. Необходимо изменить текущий каталог на корневой. Если этого не сделать, а текущий каталог, допустим, находится на примонтирован ной файловой системе, последнюю нельзя будет размонтировать. Са мым надежным выбором является корневой каталог, всегда принадле жащий корневой файловой системе.

Приведем скелет программы демона:

ttinclude www.books-shop.com Глава 2. Среда программирования UNIX argc, char * * a r g v ) { fd;

struct rlimit /*Если родительский процесс — init, можно не беспокоиться за терминальные сигналы. Если нет — необходимо игнорировать сигналы, связанные с вводом/выводом на терминал фонового процесса:

SIGTTOU, SIGTTIN, if != 1) { signal (SIGTSTP, SIG_IGN) /*Теперь необходимо организовать собственную группу и сеанс, не имеющие управляющего Однако лидером группы и сеанса может стать процесс, если он еще не является лидером. Поскольку предыстория запуска данной программы неизвестна, необходима га рантия, что наш процесс не является лидером. Для этого порождаем дочерний Т. к. его PID уникален, то ни группы, ни с таким идентификатором не существует, а значит нет и При этом родительский процесс немедленно завершает выполнение, по скольку он уже не нужен.

Существует еще одна причина необходимости порождения дочернего процесса. Если демон был запущен из командной строки командного интерпретатора shell не в фоновом режиме, последний будет ожидать выполнения демона, и таким образом, терминал будет за блокирован. Порождая процесс и завершая выполнение родителя, ими тируем для командного интерпретатора завершение работы демона, после чего shell выведет свое if !=0) /*Родитель заканчивает /*Дочерний процесс с помощью системного вызова становится лидером новой группы, сеанса и не имеет ассоциированного } /*Теперь необходимо закрыть открытые файлы. Закроем все возможные файловые дескрипторы. Максимальное число открытых файлов получим с помощью функции for (fd = 0;

fd < fd++) текущий каталог на Использование вызова справедливо для UNIX System V. Для BSD U N I X процесс должен создать группу, лидером которой он становится, а затем открыть управляющий терминал и с помощью команды TIOCNOTTY отключиться от него.

www.books-shop.com Примеры программ о себе в системном Для этого сначала установим опции ведения каждая запись будет предваряться идентифи катором PID демона, при невозможности записи в журнал будут выводиться на источник сообщений определим как "системный демон" (см. комментарии к функциям ведения журнала.*/ демона", | "Демон начал плодотворную следует текст программы, реализующий полезные функции Эта часть предоставляется читателю для собственной } В программе использовалось еще не обсуждавшаяся возможность систем ного журнала сообщений выполняющихся программ. Функцией генерации сообщений является syslog(3), отправляющая сообщение демону ного журнала syslogd(lM), который в свою очередь либо дописывает сооб щения в системный журнал, либо выводит на их консоль, либо перена правляет в соответствии со списком пользователей данной или удаленной системы. Конкретный пункт назначения определяется конфигурационным файлом Функция имеет определение:

void (int priority, char *logstring, /* Каждому сообщению logstring назначается приоритет, указанный пара метром p r i o r i t y. Возможные значения этого параметра включают:

LOG_EMERG Идентифицирует состояние "паники" в системе. Обычно рассы лается всем пользователям.

Идентифицирует ненормальное состояние, которое должно быть исправлено немедленно, например, нарушение целостно сти системной базы данных.

Идентифицирует критическое событие, например, ошибку дис кового устройства.

LOG_ERR Идентифицирует различные ошибки.

Идентифицирует предупреждения.

LOG_NOTICE Идентифицирует события, которые не являются ошибками, но требуют внимания.

Идентифицирует информационные сообщения, как, например, использованное в приведенной программе.

Идентифицирует сообщение, обычно используемое только при отладке программы.

www.books-shop.com Глава 2. программирования UNIX Последний тип сообщений подсказывает еще одну возможность использо вания системного журнала — для отладки программ, особенно неинтерак тивных.

Строка l o g s t r i n g может включать элементы форматирования, такие же, как и в функции с одним дополнительным выражением кото рое заменяется сообщением, соответствующим ошибке errno. При этом может осуществляться вывод значений дополнительных параметров.

Функция позволяет определить ряд опций ведения журнала. Она имеет следующее определение:

void int logopt, Строка ident будет предшествовать каждому сообщению программы. Ар гумент logopt задает дополнительные опции, в том числе:

LOG_PID Позволяет указывать идентификатор процесса в каждом сообще нии. Эта опция полезна при нескольких демонов с одним и тем же значением ident, например, когда демоны порожда ются вызовом fork(2).

LOG_CONS Позволяет выводить сообщения на консоль при невозможности за писи в журнал.

Наконец, аргумент f a c i l i t y позволяет определить источник сообщений:

LOG_KERN Указывает, что сообщения отправляются ядром.

Указывает, что сообщения отправлены прикладным процессом (используется по умолчанию).

Указывает, что инициатором сообщений является система элек тронной почты.

Указывает, что инициатором сообщений является системный демон.

Указывает, что инициатором сообщений является система телекон ференций USENET.

LOG_CRON Указывает, что инициатором сообщений является система Закончив работу с журналом, следует аккуратно закрыть его с помощью функции void closelog Командный интерпретатор Для примера интерактивного приложения, мы выбрали простейший ко мандный интерпретатор. Данный пример позволяет продемонстрировать использование системных вызовов для порождения процесса, запуска программы и синхронизации выполнения процессов.

Функции приведенного командного интерпретатора сведены к минимуму:

он распознает и выполняет несколько встроенных команд, остальной ввод www.books-shop.com Примеры программ он расценивает как внешние программы, которые и пытается запустить с помощью системного вызова ехес(2).

ttinclude extern char ** environ;

#define команды #define CD ttdefine ECHO EXEC define PROGRAM /*Функция, которая производит анализ строки, введенной пользователем, выполняет подстановки и определяет, встроенная ли это команда или В качестве аргумента функция принимает строку введенную пользователем, и возвращает имя команды/программы path и переданные ей параметры arguments.

Возвращаемое значение указывает на внутреннюю команду или внешнюю программу, которую необходимо int char char main { int command;

int char char while (1) { /*Выведем сообщение write (1, 2) /*Считаем ввод пользователя и проанализируем cmdsize = read(0, = command = { /*Если это внутренняя команда, обработаем (CD) : break;

(1, args[0], break;

args, write (2, "shell: cannot execute", 21) break;

www.books-shop.com Глава 2, Среда программирования UNIX /*Если это внешняя программа, создадим дочерний процесс, который и запустит = if (pid < 0} write(2, " s h e l l : cannot f o r k ", else if ( p i d == 0) { args, write " s h e l l : cannot e x e c u t e ", } else /*0жидаем завершения выполнения break;

} } } Предложенный командный интерпретатор работает в бесконечном цикле, запрашивая ввод пользователя и анализируя строку с помощью функции текст которой здесь не приведен. В случае, если поль зователь ввел встроенную команду интерпретатора, он выполняет команду собственными силами. В противном случае shell порождает дочерний про цесс, который с помощью вызова execve(2) запускает указанную програм му. В это время родительский процесс выполняет системный вызов и приостанавливает свое выполнение до завершения работы программы, после чего на экран вновь выводится приглашение.

Заключение Изначально система UNIX создавалась как среда разработки программ. Хотя сегодня UNIX применяется во многих областях, не связанных с разработкой программного обеспечения, эта операционная система по прежнему пользу ется большой популярностью среди программистов. В этой главе рассмотре ны уже известные подсистемы операционной системы с точки зрения их программного интерфейса. В первую очередь — это интерфейс системных вызовов, определяющий базовые услуги, предоставляемые ядром системы прикладным процессам. При обсуждении вопросов, связанных с програм мированием в UNIX были проиллюстрированы отдельные положения фраг ментами программ, написанными на языке С — стандартном языке U N I X, на котором написаны ядро и основные утилиты системы.

www.books-shop.com управления процессами Сердцем операционной системы UNIX является подсистема управления процессами. Практически все действия ядра имеют отношение к процес сам, будь то обслуживание системного вызова, генерация сигнала, разме щение памяти, обработка особых ситуаций, вызванных выполнением про цесса или обеспечением услуг ввода/вывода по запросу прикладного про цесса.

Вся функциональность операционной системы в конечном счете опреде ляется выполнением тех или иных процессов. Даже так называемые уровни выполнения системы (run levels) представляют собой ни что иное, как удоб ную форму определения группы выполняющихся процессов. Возможность терминального или сетевого доступа к системе, различные сервисы, тра диционные для UNIX, — система печати, удаленные архивы FTP, элек тронная почта и система телеконференций (news) — все это результат вы полнения определенных процессов.

В этой главе рассматриваются вопросы: что такое процесс в представлении операционной системы, каковы связанные с ним структуры данных, по зволяющие UNIX осуществлять управление процессом, а также описыва ется жизненный цикл процесса — от его создания до прекращения выпол нения.

Процессы в UNIX неотъемлемо связаны с двумя важнейшими ресурсами системы — процессором (или процессорами) и оперативной памятью. Как правило, этих ресурсов никогда не бывает "много", и в операционной сис теме происходит активная конкурентная борьба за Цраво обладания про цессором и памятью. Мы рассмотрим принципы организации и управле ния памятью, т. к. даже при самом умеренном объеме физической памяти адресное пространство процесса составляет несколько гигабайт! Мы также подробно остановимся на том, как операционная система планирует вы полнение процессов — ведь в каждый момент времени в однопроцессор ной системе UNIX может не более одного процесса. U N I X является многозадачной системой общего назначения, поэтому задача справедливого распределения этого ресурса между задачами различного класса и с различными требованиями является нетривиальной.

www.books-shop.com Глава 3. управления процессами Мы познакомимся с тем, как создаются новые процессы и запускаются новые программы (из предыдущих глав вы помните, что это не одно и то же). По существу процесс является "рамкой", в которую необходимо вста вить "картину" или "фотографию" — некоторую прикладную программу. В этой главе рассматриваются важные этапы жизни процесса, такие как сон и пробуждение, переключение контекста, связанного со сменой задачи, и завершение его выполнения.

Последние разделы главы посвящены взаимодействию между процессами.

Хотя основной задачей операционной системы является изоляция отдель ного процесса от остальных, время от времени процессам все же требуется обмениваться данными. Для этого UNIX предлагает широкий спектр средств — от элементарного механизма сигналов до сложных подсистем межпроцессного взаимодействия — UNIX System V и сокетов BSD.

Основы управления процессом Уже говорилось, что процесс UNIX представляет собой исполняемый об раз программы, включающий отображение в памяти исполняемого файла, полученного в результате компиляции, стек, код и данные библиотек, а также ряд структур данных ядра, необходимых для управления процессом.

На рис. 3.1 схематически представлены компоненты, необходимые для создания и выполнения процесса.

Процесс во время выполнения использует различные системные ресурсы — память, процессор, услуги файловой подсистемы и подсистемы вво да/вывода. Операционная система UNIX обеспечивает иллюзию одновре менного выполнения нескольких процессов, эффективно распределяя сис темные ресурсы между активными процессами и не позволяя в то же время ни одному из них монополизировать использование этих ресурсов.

Новорожденная операционная система UNIX обеспечивала выполнение всего двух процессов, по одному на каждый подключенный к PDP 7 тер минал. Спустя год, на той же PDP 7 число процессов заметно увеличи лось, появился системный вызов fork(2). В Первой редакции UNIX поя вился вызов ехес(2), но операционная система по прежнему позволяла размещать в памяти только один процесс в каждый момент времени. По сле реализации аппаратной подсистемы управления памятью на операционная система была модифицирована, что позволило загружать в память сразу несколько процессов, уменьшая тем самым время на сохра нение образа процесса во вторичной памяти (на диске) и считывание его, когда процесс продолжал выполнение. Однако до 1972 года UNIX нельзя было назвать действительно многозадачной системой, т. к. операции вво да/вывода оставались синхронными, и другие процессы не могли выпол няться, пока их "коллега" не завершал операцию ввода/вывода www.books-shop.com Основы управления процессом достаточно продолжительную). Истинная многозадачность появилась только после того, как код UNIX был переписан на языке С в 1973 году. С тех пор основы управления процессами практически не изменились.

Рис. 3.1. Инфраструктура процесса операционной системы UNIX Выполнение процесса может происходить в двух режимах — в режиме ядра (kernel mode) или в режиме задачи (user mode). В режиме задачи процесс выполняет инструкции прикладной программы, допустимые на неприви легированном уровне защиты процессора. При этом процессу недоступны системные структуры данных. Когда процессу требуется получение каких либо услуг ядра, он делает системный вызов, который выполняет инструк ции ядра, находящиеся на привилегированном уровне. Несмотря на то что выполняются инструкции ядра, это происходит от имени процесса, сде лавшего системный вызов. Выполнение процесса при этом переходит в режим ядра. Таким образом ядро системы защищает собственное адресное пространство от доступа прикладного процесса, который может нарушить целостность структур данных ядра и привести к разрушению операцион ной системы. Более того, часть процессорных инструкций, например, из менение регистров, связанных с управлением могут быть выпол нены только в режиме ядра.

Соответственно и образ процесса состоит из двух частей: данных режима ядра и режима задачи. Образ процесса в режиме задачи состоит из сегмен piracy@books-shop.com Глава 3. Подсистема управления процессами та кода, данных, стека, библиотек и других структур данных, к которым он может получить непосредственный доступ. Образ процесса в режиме ядра состоит из структур данных, недоступных процессу в режиме задачи, кото рые используются ядром для управления процессом. Сюда относятся дан ные, диктуемые аппаратным уровнем, например состояния регистров, таб лицы для отображения памяти и т. д., а также структуры данных, необхо димые ядру для обслуживания процесса. Вообще говоря, в режиме ядра процесс имеет доступ к любой области памяти.

Структуры данных процесса Каждый процесс представлен в системе двумя основными структурами данных — и user, описанными, соответственно, в файлах и Содержимое и формат этих структур различ ны для разных версий UNIX. В табл. 3.1 приведены некоторые поля структуры в SCO UNIX, позволяющие проиллюстрировать информа цию, необходимую ядру, для управления процессом.

Таблица Структура char Состояние процесса (выполнение, приостановлен, сон и т. д.) Текущий приоритет процесса char unsigned int Флаги, определяющие дополнительную инфор мацию о состоянии процесса UID процесса u n s i g n e d short процесса u n s i g n e d short p suid int Идентификатор сеанса short p_pgrp Идентификатор группы процессов (равен иден тификатору лидера группы) Идентификатор процесса (PID) short short Идентификатор родительского процесса sigset t Сигналы, ожидающие доставки unsigned int p size Размер адресного пространства процесса в страницах time t p Время выполнения в режиме задачи Время выполнения в режиме ядра t Указатель на LDT процесса caddr t p s t r u c t pregion *p_region Список областей памяти процесса Код возврата, передаваемый родительскому процессу short unsigned int [] Массив записей таблицы страниц для u area www.books-shop.com Основы управления процессом В любой момент времени данные структур для всех процессов долж ны присутствовать в памяти, хотя остальные структуры данных, включая образ процесса, могут быть перемещены во вторичную память, — область свопинга. Это позволяет ядру иметь под рукой минимальную информа цию, необходимую для определения местонахождения остальных данных, относящихся к процессу, даже если они отсутствуют в памяти.

Структура является записью системной таблицы процессов, которая, как мы только что заметили, всегда находится в оперативной памяти. За пись этой таблицы для выполняющегося в настоящий момент процесса адресуется системной переменной curproc. Каждый раз при пе реключении контекста, когда ресурсы процессора передаются другому процессу, соответственно изменяется значение переменной curproc, ко торая теперь указывает на структуру активного процесса.

Вторая упомянутая структура — user, также называемая или block, содержит дополнительные данные о процессе, которые требуются ядру только во время выполнения процесса (т. е. когда процессор выполняет инструкции процесса в режиме ядра или задачи). В отличие от структуры адресованной указателем curproc, данные user размещаются (точнее, отображаются) в определенном месте виртуальной памяти ядра и адресуются переменной и. На рис. 3.2 показаны две основные структуры данных процесса и способы их адресации ядром UNIX.

В u area хранятся данные, которые используются многими подсистемами ядра и не только для управления процессом. В частности, там содержится информация об открытых файловых дескрипторах, диспозиция сигналов, статистика выполнения процесса, а также сохраненные значения регист ров, когда выполнение процесса приостановлено. Очевидно, что процесс не должен иметь возможности модифицировать эти данные произвольным образом, поэтому u area защищена от доступа в режиме задачи.

Как видно из рис. 3.2, u area также содержит стек фиксированного разме ра, — системный стек или стек ядра (kernel stack). При выполнении про цесса в режиме ядра операционная система использует этот стек, а не обычный стек процесса.

Состояния процесса Жизненный цикл процесса может быть разбит на несколько состояний.

Переход процесса из одного состояния в другое происходит в зависимости от наступления тех или иных событий в системе. На рис. 3.3 показаны со стояния, в которых процесс может находиться с момента создания до за вершения выполнения.

www.books-shop.com Глава 3. процессами Рис. 3.2. Основные структуры данных процесса 1. Процесс выполняется в режиме задачи. При этом процессором выпол няются прикладные инструкции данного процесса.

2. Процесс выполняется в режиме ядра. При этом процессором выпол няются системные инструкции ядра операционной системы от имени процесса.

www.books-shop.com Основы управления процессом 3. Процесс не выполняется, но готов к запуску, как только планировщик выберет его (состояние Процесс находится в очереди на вы полнение и обладает всеми необходимыми ему ресурсами, кроме вы числительных.

4. Процесс находится в состоянии сна (asleep), ожидая недоступного в данный момент ресурса, например завершения операции вво да/вывода.

5. Процесс возвращается из режима ядра в режим задачи, но ядро пре рывает его и производит переключение контекста для запуска более высокоприоритетного процесса.

6. Процесс только что создан вызовом fork(2) и находится в переходном состоянии: он существует, но не готов к запуску и не находится в со стоянии сна.

7. Процесс выполнил системный вызов exit(2) и перешел в состояние зомби (zombie, defunct). Как такового процесса не существует, но ос таются записи, содержащие код возврата и временную статистику его выполнения, доступную для родительского процесса. Это состояние является конечным в жизненном цикле процесса.

Рис. 3.3. Состояния процесса Необходимо отметить, что не все процессы проходят через все множество состояний, приведенных выше.

www.books-shop.com Глава 3. управления процессами Процесс начинает свой жизненный путь с состояния 6, когда родитель fork(2). После того как создание ский процесс выполняет системный процесса полностью завершено, процесс завершает "дочернюю часть" вы зова и переходит в состояние 3 готовности к запуску, ожидая своей очереди на выполнение. Когда планировщик выбирает процесс для вы полнения, он переходит в состояние 1 и выполняется в режиме задачи.

Выполнение в режиме задачи завершается в результате системного вызова или прерывания, и процесс переходит режим ядра, в котором выполня ется код системного вызова или прерывания. После этого процесс опять может вернуться в режим задачи. Однако во время выполнения системного вызова в режиме ядра процессу может понадобиться недоступный в дан ный момент ресурс. Для ожидания доступа к такому ресурсу, процесс вы зывает функцию ядра sleep () и переходит в состояние сна (4). При этом процесс добровольно освобождает вычислительные ресурсы, которые пре доставляются следующему наиболее приоритетному процессу. Когда ре сурс становится доступным, ядро "пробуждает процесс", используя функ цию wakeup помещает в очередь на выполнение, и процесс перехо дит в состояние "готов к При предоставлении процессу вычислительных ресурсов происходит пере ключение контекста (context switch), в результате которого сохраняется об раз, или контекст, текущего процесса, и управление передается новому.

Переключение контекста может произойти, например, если процесс пе решел в состояние сна, или если в состоянии готовности к запуску нахо дится процесс с более высоким приоритетом, чем текущий. В последнем случае ядро не может немедленно прервать текущий процесс и произвести переключение контекста. Дело в том, что переключению контекста при выполнении в режиме ядра может привести к нарушению целостности са мой системы. Поэтому переключение контекста откладывается до момента перехода процесса из режима ядра в режим задачи, когда все системные операции завершены, и структуры данных ядра находятся в нормальном состоянии.

Таким образом, после того как планировщик выбрал процесс на запуск, по следний начинает свое выполнение в режиме ядра, где завершает переклю чение контекста. Дальнейшее состояние процесса зависит от его предысто рии: если процесс был только что создан или был прерван, возвращаясь в режим задачи, он немедленно переходит в этот режим. Если процесс начи нает выполнение после состояния сна, он продолжает выполняться в режи ме ядра, завершая системный вызов. Заметим, что такой процесс может быть прерван после завершения системного вызова в момент перехода из режима ядра в режим задачи, если в очереди существует более высокопри оритетный процесс.

В UNIX определены дополнительные состояния процесса, в пер вую очередь связанные с системой управления заданиями и взаимодейст www.books-shop.com Принципы управления вием процесса с терминалом. Процесс может быть переведен в состояние "остановлен" с помощью сигналов останова SIGSTOP, S I G T T I N или S I G T T O U. В отличие от других сигналов, которые обрабатываются только для выполняющегося процесса, отправление этих сигналов приводит к немедленному изменению состояния В этом случае, если про цесс выполняется или находится в очереди на запуск, его состояние изме няется на "остановлен". Если же процесс находился в состоянии сна, его состояние изменится на "остановлен в состоянии сна". Выход из этих со стояний осуществляется сигналом продолжения SIGCONT, при этом из со стояния "остановлен" процесс переходит в состояние "готов к запуску", а для процесса, остановленного в состоянии сна, следующим пунктом на значения является продолжение "сна". Описанные возможности полностью реализованы и в SVR4.

Наконец, процесс выполняет системный вызов exit(2) и заканчивает свое выполнение. Процесс может быть также завершен вследствие получения сигнала. В обоих случаях ядро освобождает ресурсы, процессу, за исключением кода возврата и статистики его выполнения, и переводит процесс в состояние "зомби". В этом состоянии процесс нахо дится до тех пор, пока родительский процесс не выполнит один из сис темных вызовов после чего вся информация о процессе будет уничтожена, а родитель получит код возврата завершившегося процесса.

Принципы управления памятью Одной из основных функций операционной системы является эффектив ное управление памятью. Оперативная память, или основная память, или память с произвольным доступом (Random Access Memory, RAM) является достаточно дорогостоящим ресурсом. Время доступа к оперативной памяти составляет всего несколько циклов процессора, поэтому работа с данными, находящимся в памяти, обеспечивает максимальную производительность.

К сожалению, данный ресурс, как правило, ограничен. В большей степени это справедливо для многозадачной операционной системы общего назна чения, каковой является UNIX. Поэтому данные, которые не могут быть размещены в оперативной памяти, располагаются на вторичных устройст вах хранения, или во вторичной памяти, роль которой обычно выполняют дисковые накопители. Время доступа ко вторичной памяти па несколько порядков превышает время доступа к оперативной памяти и требует активного содействия операционной системы. Подсистема управления Существует исключение из этого правила, касающееся процессов, находящихся в состоя нии сна для низкоприоритетного события, т. е. события, вероятность наступления кото рого относительно мала (например, ввода с клавиатуры, который может и не наступить).

В этом случае процессу сигнала приведет к его пробуждению. Более подроб но этот случай рассмотрен в разделе "Сигналы" этой главы.

www.books-shop.com Глава 3. процессами памятью UNIX отвечает за справедливое и эффективное распределение разделяемого ресурса оперативной памяти между процессами и за обмен данными между оперативной и вторичной памятью. Часть операций про изводится аппаратно устройством управления памятью (Memory Management Unit, MMU) процессора под управлением операционной сис темы, чем достигается требуемое быстродействие.

Примитивное управление памятью значительно уменьшает функциональ ность операционной системы. Такие системы, как правило, позволяют загрузить в заранее определенное место в оперативной памяти единствен ную задачу и передать ей управление. При этом задача получает в свое распоряжение все ресурсы компьютера (разделяя их, разумеется, с опера ционной системой), а адреса, используемые задачей, являются физически ми адресами оперативной памяти. Такой способ запуска и выполнения одной программы безусловно является наиболее быстрым и включает ми нимальные накладные расходы.

Этот подход часто используется в специализированных микропроцессор ных системах, однако практически неприменим в операционных системах общего назначения, какой является UNIX. Можно сформулировать ряд возможностей, которые должна обеспечивать подсистема управления па мятью современной многозадачной операционной системы:

Выполнение задач, размер которых превышает размер оперативной памяти.

П Выполнение частично загруженных в память задач для минимизации времени их запуска.

Размещение нескольких задач в памяти одновременно для повыше ния эффективности использования процессора.

П Размещение задачи в произвольном месте оперативной памяти.

П Размещение задачи в нескольких различных частях оперативной па мяти.

П Совместное использование несколькими задачами одних и тех же областей памяти. Например, несколько процессов, выполняющих одну и ту же программу, могут совместно использовать сегмент кода.

Все эти возможности реализованы в современных версиях UNIX с по мощью т. н. виртуальной памяти, о которой пойдет речь в следующем подразделе. Виртуальная память не является "бесплатным приложением", повышая накладные расходы операционной системы: структуры данных управления памятью размещаются в оперативной памяти, уменьшая ее размер;

управление виртуальной памятью процесса может требовать ресур соемких операций ввода/вывода;

для системы со средней загрузкой около 7% процессорного времени приходится на подсистему управления па мятью. Поэтому от эффективности реализации и работы этой подсистемы во многом зависит производительность операционной системы в целом.

www.books-shop.com Принципы управления Виртуальная и физическая память Оперативная память является, пожалуй, одним из наиболее дорогих ком понентов компьютерной системы. Ранние системы UNIX имели в своем распоряжении 64 Кбайт оперативной памяти, и это количество было явно недостаточным, современные компьютеры обладают гигабайтами опера тивной памяти, но и этого уже мало.

Оперативная память может быть представлена в виде последовательности байтов, каждый из которых имеет свой уникальный адрес, называемый физическим адресом. Именно эти адреса в конечном счете использует про цессор, обмениваясь данными с оперативной памятью. Однако адресное пространство процесса существенным образом отличается от адресного пространства физической оперативной памяти. Представим себе, что ад ресное пространство процесса непосредственно отображалось бы в опера тивную память, другими словами, что адреса, используемые процессом, являлись бы физическими адресами. При таком подходе на пути создания многозадачной системы нас ожидал бы ряд непреодолимых препятствий:

Во первых, трудно себе представить механизм, защищающий адрес ное пространство одного процесса, от адресного пространства дру гого или, что более важно, от адресного пространства самой опера ционной системы. Поскольку каждый процесс работает с физиче скими адресами, нет никакой гарантии, что процесс не обратится к ячейкам памяти, принадлежащим другим процессам или ядру систе мы. Последствия такого обращения скорее всего будут весьма пла чевными.

Во вторых, уже на этапе компиляции необходимо было бы преду смотреть распределение существующего физического адресного про странства. При запуске каждый процесс должен занимать непрерыв ную и непересекающуюся область физических адресов.

П В третьих, подобное распределение памяти между процессами вряд ли можно назвать оптимальным. Объем физической оперативной памяти будет существенным образом ограничивать число процессов, одновременно выполняющихся в системе. Так восемь процессов, каждый из которых занимает 1 Мбайт памяти, исчерпают 8 Мбайт оперативной памяти, а операционная система при средней загрузке насчитывает более 80 процессов!

Все перечисленные проблемы преодолимы с помощью виртуальной памя ти. При этом адреса, используемые приложениями и самим ядром, не обя заны соответствовать физическим адресам. Виртуальные адреса трансли руются или отображаются в физические на аппаратном уровне при актив ном участии ядра операционной системы.

Смысл виртуальной памяти заключается в том, что каждый процесс вы полняется в собственном виртуальном адресном пространстве. Виртуальное www.books-shop.com Глава 3. управления процессами адресное пространство — настоящий рай для процесса. Во первых, у про цесса создается ощущение исключительности — ведь все адресное про странство принадлежит только ему. Во вторых, он больше не ограничен объемом физической памяти — виртуальная память может значительно превышать физическую. В результате процессы становятся изолированны ми друг от друга и не имеют возможности (даже при желании) "хозяйничать" в адресном пространстве соседа. Физическая память распре деляется максимально эффективно — она не зависит от распределения виртуальной памяти отдельного процесса.

Очевидно, что для реализации виртуальной памяти необходим управляе мый механизм отображения виртуального адреса в физический. В совре менных компьютерных системах процесс отображения выполняется на ап паратном уровне (с помощью обеспечивая высокую скорость трансляции. Операционная система осуществляет управление этим про цессом.

Современные процессоры, как правило, поддерживают объединение ад ресного пространства в области переменного размера — сегменты и облас ти фиксированного размера — страницы. При этом для каждого сегмента или страницы может быть задано собственное отображение виртуальных адресов в физические.

На рис. 3.4 показана взаимосвязь между виртуальным и физическим ад ресным пространством. Виртуальное адресное пространство процесса, как правило, является последовательным в рамках уже знакомых нам сегмен тов — кода, данных, стека и библиотек. Расположение соответствующих областей физической памяти может иметь характер, позволяя оптимально распределять память между процессами.

Рис. 3.4. Виртуальная и физическая память www.books-shop.com Принципы управления памятью Размер виртуальной памяти может существенно превышать размер физи ческой за счет использования вторичной памяти или области свопинга — как правило, дискового пространства, где могут сохраняться временно не используемые участки адресного пространства процесса. Например, если при выполнении процесса происходит обращение к виртуальному адресу, для которого присутствует соответствующая страница физической памяти, операция чтения или записи завершится успешно. Если страница в опера тивной памяти отсутствует, процессор генерирует аппаратное прерывание, называемое страничной ошибкой (page fault), в ответ на которое ядро опреде ляет положение сохраненного содержимого страницы в области свопинга, считывает страницу в память, устанавливает параметры отображения вирту альных адресов в физические и сообщает процессору о необходимости по вторить операцию. Все эти действия невидимы для приложения, которое работает с виртуальной памятью.

Механизм отображения виртуальных адресов в физические (трансляция адреса) существенным образом зависит от конкретной аппаратной реали зации. Чтобы наше обсуждение не носило слишком абстрактного характе ра, в этом разделе рассмотрим механизм отображения виртуальных адресов в физические в операционной системе SCO UNIX на примере семейства процессоров Intel. Однако, как и для остальных подсистем UNIX, основ ные принципы отличаются мало, и данное изложение поможет читателю представить механизмы управления памятью и разобраться, при необхо димости, в конкретной реализации.

Сегменты Семейство процессоров Intel позволяет разделить память на несколько логических частей, называемых сегментами. При этом адресное простран ство процесса может быть представлено в виде нескольких логических сегментов, каждый из которых состоит из непрерывной последовательно сти адресов, лежащих в заданном диапазоне. Трансляция адресов, осно ванная на сегментации, предусматривает однозначное отображение адре сов сегмента в непрерывную последовательность физических адресов. Вир туальный адрес при этом состоит из двух частей: селектора сегмента и смещения относительно начала сегмента. Селектор (точнее, поле селектора INDEX) указывает на так называемый дескриптор сегмента, содержащий такие параметры, как его расположение в памяти, размер и права доступа.

Процессор поддерживает косвенную адресацию сегментов через дескрип торы сегментов, которые располагаются в специальных таблицах — облас тях памяти, на которые указывают предназначенные для этого регистры процессора. Ядро операционной системы отвечает за заполнение этих таб лиц и установку значений регистров. Другими словами, ядро задает ото бражение, а процессор выполняет отображение на аппаратном уровне.

Благодаря такой косвенной адресации логические сегменты защищены друг от друга, что обеспечивает целостность адресного пространства про цесса и ядра.

piracy@books-shop.com 200 Глава 3. управления процессами Дескрипторы сегментов расположены в двух системных таблицах — ло кальной таблице дескрипторов (Local Descriptor Table — LDT) и глобаль ной таблице дескрипторов (Global Descriptor Table — GDT). Как следует из названия, LDT обеспечивает трансляцию виртуальных адресов сег ментов процесса, в то время как GDT обслуживает адресное пространст во ядра (например, при обработке системного вызова или прерывания).

Для каждого процесса создается собственная LDT, в то время как GDT разделяется всеми процессами. Информация о таблице, на которую ука зывает селектор, находится в самом селекторе, вид которого представлен на рис. 3.5.

1 INDEX TI RPL Рис. 3.5. Селектор сегмента Если бит равен 0, то селектор указывает на GDT, в противном случае используется LDT. Поле RPL задает уровень привилегий сегмента и явля ется одним из механизмов обеспечения защиты сегментов. Например, если процесс, находясь в режиме задачи, попытается обратиться к сегменту, принадлежащему ядру, процессор сгенерирует особую ситуацию, в ответ на это ядро отправит процессу сигнал SIGSEGV.

Каждая запись LDT или GDT является дескриптором сегмента. Определе но несколько типов дескрипторов, используемых для сегментов кода, дан ных и стека, а также ряд дескрипторов, с помощью которых обеспечивает ся многозадачность и передача управления от непривилегированной зада чи, например, процесса в режиме задачи, к привилегированной задаче, например, ядру. Дескрипторы, используемые в последнем случае, называ ются шлюзами.

Дескрипторы сегментов (кода, данных, стека) имеют несколько полей:

Базовый адрес В этом поле хранится 32 битный адрес начала сегмента. Процес сор добавляет к нему смещение и получает 32 битный линейный адрес.

Предел Это поле определяет размер сегмента. Если результирующий линейный адрес выходит за пределы сегмента, процессор гене рирует особую ситуацию. Границы сегмента позволяют процес сору обнаруживать такие распространенные ошибки, как пере полнение стека, неверные указатели, неверные адреса вызовов и переходов. В случае, когда операционная система считает, что обращение за пределы сегмента не является ошибкой (например, при переполнении стека), она может расширить сег мент путем выделения дополнительной памяти и запросить вы полнение команды вновь.

www.books-shop.com Принципы управления памятью Привилегии Это поле, имеющее название Descriptor Privilege Level (DPL), оп ределяет уровень привилегий сегмента и используется совмест но с полем RPL селектора для разрешения или запрещения дос тупа к сегменту. Для получения доступа к сегменту задача долж на иметь по крайней мере такой же уровень привилегий, как и сегмент, т. е. RPL DPL.

Признак присутст Этот бит обеспечивает один из механизмов реализации вирту вия альной памяти. Если бит не установлен, при попытке обращения к сегменту процессор генерирует особую ситуацию отсутствия сегмента, позволяя ядру подгрузить сегмент из вторичной памя ти и вновь повторить инструкцию, не затрагивая при этом выпол нение процесса. Однако в большинстве современных версий UNIX виртуальная память основана на страничном механизме, при котором сегмент всегда присутствует в памяти, а обмен ме жду оперативной и вторичной памятью происходит на уровне страниц.

Тип Это поле определяет тип сегмента. Процессор проверяет тип сегмента на соответствие исполняемой команде. Это, в частно сти, не позволяет интерпретировать информацию сегмента дан ных как инструкции процессора.

Права доступа Это поле определяет права доступа, ограничивающие множество операций, которые можно производить с сегментом. Например, сегмент кода обычно отмечается как исполняемый и читаемый.

Сегменты данных могут иметь право доступа только для чтения, или для чтения и записи.

Комбинация селектора и смещения образует логический адрес. Блок управ ления памятью процессора использует селектор для определения соответст вующего ему дескриптора. Складывая базовый адрес сегмента, хранящийся в дескрипторе, со смещением, процессор создает линейный адрес (рис. 3.6).

Рис. 3.6. Трансляция адреса с использованием механизма сегментации www.books-shop.com 202 Глава 3. управления процессами Если страничный механизм не используется, полученный линейный адрес является физическим, используемым для непосредственного доступа к оперативной памяти. Однако реализация виртуальной памяти, основанная только на сегментах, не обладает достаточной гибкостью и не используется в современных версиях Управление памятью в большинстве систем основано на страничном механизме. Сегменты используются ядром для размещения кода, данных и стека процесса, причем каждый из них имеет нулевой базовый адрес и предел — 3 Гбайт, т. е. всю адресуемую вирту альную память за вычетом 1 Гбайт, занимаемых ядром системы. Распреде ление виртуального адресного пространства между ядром и процессами рассмотрено в разделе "Адресное пространство процесса".

Страничный механизм При реализации виртуальной памяти, основанной только на сегментации, весь сегмент целиком может либо присутствовать в оперативной памяти, либо отсутствовать (точнее, находиться во вторичной памяти или в испол няемом файле процесса). Поскольку размер сегмента может быть доста точно велик, одновременное выполнение нескольких больших процессов вызовет серьезную конкуренцию за ресурсы памяти, что в свою очередь приведет к интенсивному обмену данными между оперативной и вторич ной памятью. К тому же обмен областями переменного размера, каковыми являются сегменты, достаточно сложен и, хотя фрагментация памяти при этом будет невелика, приведет к низкой эффективности ее использования, оставляя большое количество неиспользуемого пространства.

Страничный механизм обеспечивает гораздо большую гибкость. В этом слу чае все виртуальное адресное пространство (4 Гбайт для процессоров Intel) разделено на блоки одинакового размера, называемые страницами. Боль шинство процессоров Intel работает со страницами размером 4 Кбайт. Так же как и в случае сегментации, страница может либо присутствовать в опе ративной памяти, либо находиться в области свопинга или исполняемом файле процесса. Основное преимущество такой схемы заключается в том, что система управления памятью оперирует областями достаточно малого размера для обеспечения эффективного распределения ресурсов памяти ме жду процессами. Страничный механизм допускает, чтобы часть сегмента находилась в оперативной памяти, а часть отсутствовала. Это дает ядру воз можность разместить в памяти только те страницы, которые в данное время используются процессом, тем самым значительно освобождая оперативную память. Еще одним преимуществом является то, что страницы сегмента мо гут располагаться в физической памяти в произвольном месте и порядке, что позволяет эффективно использовать свободное Данный подход напоминает схему хранения файлов на диске — каждый файл состоит из различного числа блоков хранения данных, которые могут располагаться в любых свобод ных участках дискового накопителя. Это ведет к значительной фрагментации, но сущест венно повышает эффективность использования дискового пространства.

www.books-shop.com Принципы управления памятью При использовании страничного механизма линейный адрес, полученный в результате сложения базового адреса сегмента и смещения также являет ся логическим адресом, который дополнительно обрабатывается блоком страничной трансляции процессора. В этом случае линейный адрес рас сматривается процессором как состоящий из трех частей, показанных на рис. 3.7.

Рис. 3.7. Трансляция адреса с использованием страничного механизма Первое поле адреса, с 22 по 31 бит, указывает на элемент каталога таблиц страниц (Page Directory Entry, PDE). Каталог таблиц страниц имеет длину, равную одной странице, и содержит до 1024 указателей на таблицы стра ниц (page table). Таким образом, первое поле адресует определенную таб лицу страниц. Второе поле, занимающее с 12 по 21 бит, указывает на эле мент страниц (Page Table Entry, РТЕ). Таблицы страниц также имеют длину 4 Кбайт, а элементы таблицы адресуют в совокупности страниц. Другими словами, второе поле адресует определенную страницу.

Наконец, смещение на странице определяется третьим полем, занимаю щим младшие 12 бит линейного адреса. Таким образом, с помощью од ного каталога таблиц процесс может адресовать = 4 Гбайт физической памяти.

На рис. 3.7 показано, как блок страничной адресации процессора транс лирует линейный адрес в физический. использует поле PDE адреса (старшие 10 бит) в качестве индекса в каталоге таблиц.

элемент содержит адрес таблицы страниц. Второе поле линейного адреса, www.books-shop.com Глава 3. управления процессами РТЕ, позволяет процессору выбрать нужный элемент таблицы, адресую щий физическую страницу. Складывая адрес начала страницы со смеще нием, хранящимся в третьем поле, процессор получает 32 битный физиче ский Каждый элемент таблицы страниц содержит несколько полей (табл. 3.2), описывающих различные характеристики страницы.

Таблица 3.2. Поля РТЕ Р Признак присутствия в оперативной памяти. Доступ к странице, отсутст вующей в памяти (Р=0) вызывает страничную ошибку, особую ситуацию, о чем процессор информирует ядро, которое обрабатывает ее соответст вующим образом.

Права только на чтение страницы или на чтение и запись U/S Привилегии доступа. Если U/S = 0, только привилегированные задачи (ядро) имеют доступ к адресам страницы. В противном случае, доступ к странице имеют все задачи.

Адрес Физический адрес начала страницы (адрес базы).

Адресное пространство процесса Адресное пространство ядра обычно совпадает с адресным пространством выполняющегося в данный момент процесса. В этом случае говорят, что ядро расположено в том же контексте, что и процесс. Каждый раз, когда процессу передаются вычислительные ресурсы, система восстанавливает контекст задачи этого процесса, включающий значения регистров общего назначения, сегментных регистров, а также указатели на таблицы страниц, отображающие виртуальную память процесса в режиме задачи. При этом системный контекст остается неизменным для всех процессов. Вид адрес ного пространства процесса представлен на рис. 3.8.

Pages:     | 1 | 2 || 4 | 5 |   ...   | 8 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.