WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 2 | 3 || 5 | 6 |

«А. Богатырёв, 1992-96 - 1 - Си в UNIX™ А. Богатырёв Язык Си в системе UNIX Москва, 1992-1996 А. Богатырёв, 1992-96 - 2 - Си в UNIX™ 0. Напутствие в качестве вступления. ...»

-- [ Страница 4 ] --

tm_year год (надо прибавлять 1900) tm_yday день в году 0.. tm_mon номер месяца 0..11 (0 - Январь) tm_mday дата месяца 1.. tm_wday день недели 0..6 (0 - Воскресенье) tm_hour часы 0.. tm_min минуты 0.. tm_sec секунды 0.. Номера месяца и дня недели начинаются с нуля, чтобы вы могли использовать их в качестве индексов:

char *months[] = { "Январь", "Февраль",..., "Декабрь" };

printf( "%s\n", months[ tm->tm_mon ] );

Пример использования этих функций есть в приложении.

Установить время в системе может суперпользователь вызовом stime(&t);

6.2.2. Напишите функцию печати текущего времени в формате ЧЧ:ММ:СС ДД-МЕС-ГГ. Используйте системный вызов time() и функцию localtime().

Существует стандартная функция ctime(), которая печатает время в формате:

/* Mon Mar 25 18:56:36 1991 */ #include #include main(){ /* команда date */ time_t t = time(NULL);

char *s = ctime(&t);

printf("%s", s);

} Обратите внимание, что строка s уже содержит на конце символ '\n'.

6.2.3. Структура stat, заполняемая системным вызовом stat(), кроме прочих полей содержит поля типа time_t st_ctime, st_mtime и st_atime - время последнего изменения содержимого I-узла файла, время последнего изменения файла и время последнего доступа к файлу.

• Поле st_ctime изменяется (устанавливается равным текущему астрономическому времени) при примене нии к файлу вызовов creat, chmod, chown, link, unlink, mknod, utime†, write (т.к. изменяется длина файла);

Это поле следует рассматривать как время модификации прав доступа к файлу;

• st_mtime - write, creat, mknod, utime;

Это поле следует рассматривать как время модификации содер жимого файла (данных);

• st_atime - read, creat, mknod, utime;

Это поле следует рассматривать как время чтения содержимого файла (данных).

† Время модификации файла можно изменить на текущее астрономическое время и не производя за писи в файл. Для этого используется вызов utime(имяФайла, NULL);

Он используется для взаимодействия с программой make - в команде touch. Изменить время можно толь ко своему файлу.

А. Богатырёв, 1992-96 - 173 - Си в UNIX™ Модифицируйте функцию typeOf(), чтобы она печатала еще и эти даты.

6.2.4. Напишите аналог команды ls -tm, выдающей список имен файлов текущего каталога, отсортирован ный по убыванию поля st_mtime, то есть недавно модифицированные файлы выдаются первыми. Для каждого прочитанного из каталога имени надо сделать stat;

имена файлов и времена следует сохранить в массиве структур, а затем отсортировать его.

6.2.5. Напишите аналогичную программу, сортирующую файлы в порядке возрастания их размера (st_size).

6.2.6. Напишите аналог команды ls -l, выдающий имена файлов каталога и их коды доступа в формате rwxrw-r--. Для получения кодов доступа используйте вызов stat stat( имяФайла, &st);

кодыДоступа = st.st_mode & 0777;

Для изменения кодов доступа используется вызов chmod(имя_файла, новые_коды);

Можно изменять коды доступа, соответствующие битовой маске 0777 | S_ISUID | S_ISGID | S_ISVTX (смотри ). Тип файла (см. функцию typeOf) не может быть изменен. Изменить коды доступа к файлу может только его владелец.

Печатайте еще номер I-узла файла: поле d_ino каталога либо поле st_ino структуры stat.

6.2.7. Вот программа, которая каждые 2 секунды проверяет - не изменилось ли содержимое текущего каталога:

#include #include extern char *ctime();

main(){ time_t last;

struct stat st;

for( stat(".", &st), last=st.st_mtime;

;

sleep(2)){ stat(".", &st);

if(last != st.st_mtime){ last = st.st_mtime;

printf("Был создан или удален какой-то файл: %s", ctime(&last));

} } } Модифицируйте ее, чтобы она сообщала какое имя (имена) было удалено или создано (для этого надо при запуске программы прочитать и запомнить содержимое каталога, а при обнаружении модификации - пере читать каталог и сравнить его с прежним содержимым).

6.2.8. Напишите по аналогии программу, которая выдает сообщение, если указанный вами файл был кем то прочитан, записан или удален. Вам следует отслеживать изменение полей st_atime, st_mtime и значение stat() < 0 соответственно. Если файл удален - программа завершается.

6.2.9. Современные UNIX-машины имеют встроенные таймеры (как правило несколько) с довольно высо ким разрешением. Некоторые из них могут использоваться как "будильники" с обратным отсчетом времени:

в таймер загружается некоторое значение;

таймер ведет обратный отсчет, уменьшая загруженный счетчик;

как только это время истекает - посылается сигнал процессу, загрузившему таймер.

Вот как, к примеру, выглядит функция задержки в микросекундах (миллионных долях секунды). При мечание: эту функцию не следует использовать вперемежку с функциями sleep и alarm (смотри статью про них ниже, в главе про сигналы).

А. Богатырёв, 1992-96 - 174 - Си в UNIX™ #include #include #include void do_nothing() {} /* Задержка на usec миллионных долей секунды (микросекунд) */ void usleep(unsigned int usec) { struct itimerval new, old;

/* struct itimerval содержит поля:

struct timeval it_interval;

struct timeval it_value;

Где struct timeval содержит поля:

long tv_sec;

-- число целых секунд long tv_usec;

-- число микросекунд */ struct sigaction new_vec, old_vec;

if (usec == 0) return;

/* Поле tv_sec содержит число целых секунд.

Поле tv_usec содержит число микросекунд.

it_value - это время, через которое В ПЕРВЫЙ раз таймер "прозвонит", то есть пошлет нашему процессу сигнал SIGALRM.

Время, равное нулю, немедленно остановит таймер.

it_interval - это интервал времени, который будет загружаться в таймер после каждого "звонка" (но не в первый раз).

Время, равное нулю, остановит таймер после его первого "звонка".

*/ new.it_interval.tv_sec = 0;

new.it_interval.tv_usec = 0;

new.it_value.tv_sec = usec / 1000000;

new.it_value.tv_usec = usec % 1000000;

/* Сохраняем прежнюю реакцию на сигнал SIGALRM в old_vec, заносим в качестве новой реакции do_nothing() */ new_vec.sa_handler = do_nothing;

sigemptyset(&new_vec.sa_mask);

new_vec.sa_flags = 0;

sighold(SIGALRM);

sigaction(SIGALRM, &new_vec, &old_vec);

/* Загрузка интервального таймера значением new, начало отсчета.

* Прежнее значение спасти в old.

* Вместо &old можно также NULL - не спасать.

*/ setitimer(ITIMER_REAL, &new, &old);

/* Ждать прихода сигнала SIGALRM */ sigpause(SIGALRM);

А. Богатырёв, 1992-96 - 175 - Си в UNIX™ /* Восстановить реакцию на SIGALRM */ sigaction(SIGALRM, &old_vec, (struct sigaction *) 0);

sigrelse(SIGALRM);

/* Восстановить прежние параметры таймера */ setitimer(ITIMER_REAL, &old, (struct itimerval *) 0);

} 6.2.10. Второй пример использования таймера - это таймер, отсчитывающий текущее время суток (а также дату). Чтобы получить значение этого таймера используется вызов функции gettimeofday #include void main(){ struct timeval timenow;

gettimeofday(&timenow, NULL);

printf("%u sec, %u msec\n", timenow.tv_sec, timenow.tv_usec );

printf("%s", ctime(&timenow.tv_sec));

exit(0);

} Поле tv_sec содержит число секунд, прошедшее с полуночи 1 января 1970 года до данного момента;

в чем полностью соответствует системному вызову time. Однако плюс к тому поле tv_usec содержит число мил лионных долей текущей секунды (значение этого поля всегда меньше 1000000).

6.2.11. К данному параграфу вернитесь, изучив раздел про fork() и exit(). Каждый процесс может пребы вать в двух фазах: системной (внутри тела системного вызова - его выполняет для нас ядро операционной системы) и пользовательской (внутри кода самой программы). Время, затраченное процессом в каждой фазе, может быть измеряно системным вызовом times(). Кроме того, этот вызов позволяет узнать суммар ное время, затраченное порожденными процессами (порожденными при помощи fork). Системный вызов заполняет структуру struct tms { clock_t tms_utime;

clock_t tms_stime;

clock_t tms_cutime;

clock_t tms_cstime;

};

и возвращает значение #include struct tms time_buf;

clock_t real_time = times(&time_buf);

Все времена измеряются в "тиках" - некоторых долях секунды. Число тиков в секунде можно узнать таким системным вызовом (в системе Solaris):

#include clock_t HZ = sysconf(_SC_CLK_TCK);

В старых системах, где таймер работал от сети переменного тока, это число получалось равным 60 (60 Герц - частота сети переменного тока). В современных системах это 100.

Поля структуры содержат:

tms_utime время, затраченное вызывающим процессом в пользовательской фазе.

tms_stime время, затраченное вызывающим процессом в системной фазе.

tms_cutime время, затраченное порожденными процессами в пользовательской фазе: оно равно сумме всех tms_utime и tms_cutime порожденных процессов (рекурсивное суммирование).

tms_cstime время, затраченное порожденными процессами в системной фазе: оно равно сумме всех tms_stime и А. Богатырёв, 1992-96 - 176 - Си в UNIX™ tms_cstime порожденных процессов (рекурсивное суммирование).

real_time время, соответствующее астрономическому времени системы. Имеет смысл мерять только их раз ность.

Вот пример программы:

#include #include /* _SC_CLK_TCK */ #include /* SIGALRM */ #include /* не используется */ #include /* struct tms */ struct tms tms_stop, tms_start;

clock_t real_stop, real_start;

clock_t HZ;

/* число ticks в секунде */ /* Засечь время момента старта процесса */ void hello(void){ real_start = times(&tms_start);

} /* Засечь время окончания процесса */ void bye(int n){ real_stop = times(&tms_stop);

#ifdef CRONO /* Разность времен */ tms_stop.tms_utime -= tms_start.tms_utime;

tms_stop.tms_stime -= tms_start.tms_stime;

#endif /* Распечатать времена */ printf("User time = %g seconds [%lu ticks]\n", tms_stop.tms_utime / (double)HZ, tms_stop.tms_utime);

printf("System time = %g seconds [%lu ticks]\n", tms_stop.tms_stime / (double)HZ, tms_stop.tms_stime);

printf("Children user time = %g seconds [%lu ticks]\n", tms_stop.tms_cutime / (double)HZ, tms_stop.tms_cutime);

printf("Children system time = %g seconds [%lu ticks]\n", tms_stop.tms_cstime / (double)HZ, tms_stop.tms_cstime);

printf("Real time = %g seconds [%lu ticks]\n", (real_stop - real_start) / (double)HZ, real_stop - real_start);

exit(n);

} /* По сигналу SIGALRM - завершить процесс */ void onalarm(int nsig){ printf("Выход #%d ================\n", getpid());

bye(0);

} /* Порожденный процесс */ void dochild(int n){ hello();

printf("Старт #%d ================\n", getpid());

signal(SIGALRM, onalarm);

/* Заказать сигнал SIGALRM через 1 + n*3 секунд */ alarm(1 + n*3);

for(;

;

){} /* зациклиться в user mode */ } А. Богатырёв, 1992-96 - 177 - Си в UNIX™ #define NCHLD int main(int ac, char *av[]){ int i;

/* Узнать число тиков в секунде */ HZ = sysconf(_SC_CLK_TCK);

setbuf(stdout, NULL);

hello();

for(i=0;

i < NCHLD;

i++) if(fork() == 0) dochild(i);

while(wait(NULL) > 0);

printf("Выход MAIN =================\n");

bye(0);

return 0;

} и ее выдача:

Старт #3883 ================ Старт #3884 ================ Старт #3885 ================ Старт #3886 ================ Выход #3883 ================ User time = 0.72 seconds [72 ticks] System time = 0.01 seconds [1 ticks] Children user time = 0 seconds [0 ticks] Children system time = 0 seconds [0 ticks] Real time = 1.01 seconds [101 ticks] Выход #3884 ================ User time = 1.88 seconds [188 ticks] System time = 0.01 seconds [1 ticks] Children user time = 0 seconds [0 ticks] Children system time = 0 seconds [0 ticks] Real time = 4.09 seconds [409 ticks] Выход #3885 ================ User time = 4.41 seconds [441 ticks] System time = 0.01 seconds [1 ticks] Children user time = 0 seconds [0 ticks] Children system time = 0 seconds [0 ticks] Real time = 7.01 seconds [701 ticks] Выход #3886 ================ User time = 8.9 seconds [890 ticks] System time = 0 seconds [0 ticks] Children user time = 0 seconds [0 ticks] Children system time = 0 seconds [0 ticks] Real time = 10.01 seconds [1001 ticks] Выход MAIN ================= User time = 0.01 seconds [1 ticks] System time = 0.04 seconds [4 ticks] Children user time = 15.91 seconds [1591 ticks] Children system time = 0.03 seconds [3 ticks] Real time = 10.41 seconds [1041 ticks] Обратите внимание, что 72+188+441+890=1591 (поле tms_cutime для main).

6.2.12. Еще одна программа: хронометрирование выполнения другой программы. Пример: timer ls -l А. Богатырёв, 1992-96 - 178 - Си в UNIX™ /* Хронометрирование выполнения программы */ #include #include #include extern errno;

typedef struct _timeStamp { clock_t real_time;

clock_t cpu_time;

clock_t child_time;

clock_t child_sys, child_user;

} TimeStamp;

TimeStamp TIME(){ struct tms tms;

TimeStamp st;

st.real_time = times(&tms);

st.cpu_time = tms.tms_utime + tms.tms_stime + tms.tms_cutime + tms.tms_cstime;

st.child_time = tms.tms_cutime + tms.tms_cstime;

st.child_sys = tms.tms_cstime;

st.child_user = tms.tms_cutime;

return st;

} void PRTIME(TimeStamp start, TimeStamp stop){ clock_t HZ = sysconf(_SC_CLK_TCK);

clock_t real_time = stop.real_time - start.real_time;

clock_t cpu_time = stop.cpu_time - start.cpu_time;

clock_t child_time = stop.child_time - start.child_time;

printf("%g real, %g cpu, %g child (%g user, %g sys), %ld%%\n", real_time / (double)HZ, cpu_time / (double)HZ, child_time / (double)HZ, stop.child_user / (double)HZ, stop.child_sys / (double)HZ, (child_time * 100L) / (real_time ? real_time : 1) );

} TimeStamp start, stop;

int main(int ac, char *av[]){ char *prog = *av++;

if(*av == NULL){ fprintf(stderr, "Usage: %s command [args...]\n", prog);

return(1);

} start = TIME();

if(fork() == 0){ execvp(av[0], av);

perror(av[0]);

exit(errno);

} while(wait(NULL) > 0);

stop = TIME();

PRTIME(start, stop);

return(0);

} А. Богатырёв, 1992-96 - 179 - Си в UNIX™ 6.3. Свободное место на диске.

6.3.1. Системный вызов ustat() позволяет узнать количество свободного места в файловой системе, содержащей заданный файл (в примере ниже - текущий каталог):

#include #include #include struct stat st;

struct ustat ust;

void main(int ac, char *av[]){ char *file = (ac==1 ? "." : av[1]);

if( stat(file, &st) < 0) exit(1);

ustat(st.st_dev, &ust);

printf("На диске %*.*s\n" "%ld свободных блоков (%ld Кб)\n" "%d свободных I-узлов\n", sizeof ust.f_fname, sizeof ust.f_fname, ust.f_fname, /* название файловой системы (метка) */ ust.f_tfree, /* блоки по 512 байт */ (ust.f_tfree * 512L) / 1024, ust.f_tinode );

} Обратите внимание на запись длинной строки в printf: строки, перечисленные последовательно, склеива ются ANSI C компилятором в одну длинную строку:

char s[] = "This is" " a line " "of words";

совпадает с char s[] = "This is a line of words";

6.3.2. Более правильно, однако, пользоваться сисвызовом statvfs - статистика по виртуальной файловой системе. Рассмотрим его в следующем примере: копирование файла с проверкой на наличие свободного места.

#include #include #include #include #include /* O_RDONLY */ #include #include #include #include /* MAXPATHLEN */ char *progname;

/* имя программы */ void error(char *fmt,...){ va_list args;

va_start(args, fmt);

fprintf(stderr, "%s: ", progname);

vfprintf(stderr, fmt, args);

fputc('\n', stderr);

va_end(args);

} А. Богатырёв, 1992-96 - 180 - Си в UNIX™ int copyFile(char *to, char *from){ /* куда, откуда */ char newname[MAXPATHLEN+1];

char answer[20];

struct stat stf, stt;

int fdin, fdout;

int n, code = 0;

char iobuf[64 * 1024];

char *dirname = NULL, *s;

if((fdin = open(from, O_RDONLY)) < 0){ error("Cannot read %s", from);

return (-1);

} fstat(fdin, &stf);

if((stf.st_mode & S_IFMT) == S_IFDIR){ close(fdin);

error("%s is a directory", from);

return (-2);

} if(stat(to, &stt) >= 0){ /* Файл уже существует */ if((stt.st_mode & S_IFMT) == S_IFDIR){ /* И это каталог */ /* Выделить последнюю компоненту пути from */ if((s = strrchr(from, '/')) && s[1]) s++;

else s = from;

dirname = to;

/* Целевой файл - файл в этом каталоге */ sprintf(newname, "%s/%s", to, s);

to = newname;

if(stat(to, &stt) < 0) goto not_exist;

} if(stt.st_dev == stf.st_dev && stt.st_ino == stf.st_ino){ error("%s: cannot copy file to itself", from);

return (-3);

} switch(stt.st_mode & S_IFMT){ case S_IFBLK:

case S_IFCHR:

case S_IFIFO:

break;

default:

printf("%s already exists, overwrite ? ", to);

fflush(stdout);

*answer = '\0';

gets(answer);

if(*answer != 'y'){ /* NO */ close(fdin);

return (-4);

} break;

} } А. Богатырёв, 1992-96 - 181 - Си в UNIX™ not_exist:

printf("COPY %s TO %s\n", from, to);

if((stf.st_mode & S_IFMT) == S_IFREG){ /* Проверка наличия свободного места в каталоге dirname */ struct statvfs fs;

char tmpbuf[MAXPATHLEN+1];

if(dirname == NULL){ /* То 'to' - это имя файла, а не каталога */ strcpy(tmpbuf, to);

if(s = strrchr(tmpbuf, '/')){ if(*tmpbuf != '/' || s != tmpbuf){ /* Имена "../xxx" * и второй случай:

* абсолютные имена не в корне, * то есть не "/" и не "/xxx" */ *s = '\0';

}else{ /* "/" или "/xxx" */ if(s[1]) s[1] = '\0';

} dirname = tmpbuf;

} else dirname = ".";

} if(statvfs(dirname, &fs) >= 0){ size_t size = (geteuid() == 0 ) ?

/* Доступно суперпользователю: байт */ fs.f_frsize * fs.f_bfree :

/* Доступно обычному пользователю: байт */ fs.f_frsize * fs.f_bavail;

if(size < stf.st_size){ error("Not enough free space on %s: have %lu, need %lu", dirname, size, stf.st_size);

close(fdin);

return (-5);

} } } if((fdout = creat(to, stf.st_mode)) < 0){ error("Can't create %s", to);

close(fdin);

return (-6);

} else { fchmod(fdout, stf.st_mode);

fchown(fdout, stf.st_uid, stf.st_gid);

} while (n = read (fdin, iobuf, sizeof iobuf)) { if(n < 0){ error ("read error");

code = (-7);

goto done;

} if(write (fdout, iobuf, n) != n) { error ("write error");

code = (-8);

goto done;

} } А. Богатырёв, 1992-96 - 182 - Си в UNIX™ done:

close (fdin);

close (fdout);

/* Проверить: соответствует ли результат ожиданиям */ if(stat(to, &stt) >= 0 && (stt.st_mode & S_IFMT) == S_IFREG){ if(stf.st_size < stt.st_size){ error("File has grown at the time of copying");

} else if(stf.st_size > stt.st_size){ error("File too short, target %s removed", to);

unlink(to);

code = (-9);

} } return code;

} int main(int argc, char *argv[]){ int i, code = 0;

progname = argv[0];

if(argc < 3){ error("Usage: %s from... to", argv[0]);

return 1;

} for(i=1;

i < argc-1;

i++) code |= copyFile(argv[argc-1], argv[i]) < 0 ? 1 : 0;

return code;

} Возвращаемая структура struct statvfs содержит такие поля (в частности):

Типа long:

f_frsize размер блока f_blocks размер файловой системы в блоках f_bfree свободных блоков (для суперпользователя) f_bavail свободных блоков (для всех остальных) f_files число I-nodes в файловой системе f_ffree свободных I-nodes (для суперпользователя) f_favail свободных I-nodes (для всех остальных) Типа char * f_basetype тип файловой системы: ufs, nfs,...

По два значения дано потому, что операционная система резервирует часть файловой системы для исполь зования ТОЛЬКО суперпользователем (чтобы администратор смог распихать файлы в случае переполнения диска, и имел резерв на это). ufs - это UNIX file system из BSD 4.x 6.4. Сигналы.

Процессы в UNIX используют много разных механизмов взаимодействия. Одним из них являются сиг налы.

Сигналы - это асинхронные события. Что это значит? Сначала объясним, что такое синхронные собы тия: я два раза в день подхожу к почтовому ящику и проверяю - нет ли в нем почты (событий). Во-первых, я произвожу опрос - "нет ли для меня события?", в программе это выглядело бы как вызов функции опроса и, может быть, ожидания события. Во-вторых, я знаю, что почта может ко мне прийти, поскольку я подпи сался на какие-то газеты. То есть я предварительно заказывал эти события.

Схема с синхронными событиями очень распространена. Кассир сидит у кассы и ожидает, пока к нему в окошечко не заглянет клиент. Поезд периодически проезжает мимо светофора и останавливается, если горит красный. Функция Си пассивно "спит" до тех пор, пока ее не вызовут;

однако она всегда готова выполнить свою работу (обслужить клиента). Такое ожидающее заказа (события) действующее лицо назы вается сервер. После выполнения заказа сервер вновь переходит в состояние ожидания вызова. Итак, если событие ожидается в специальном месте и в определенные моменты времени (издается некий вызов для ОПРОСА) - это синхронные события. Канонический пример - функция gets, которая задержит выполне ние программы, пока с клавиатуры не будет введена строка. Большинство ожиданий внутри системных А. Богатырёв, 1992-96 - 183 - Си в UNIX™ вызовов - синхронны. Ядро ОС выступает для программ пользователей в роли сервера, выполняющего сисвызовы (хотя и не только в этой роли - ядро иногда предпринимает и активные действия: передача про цессора другому процессу через определенное время (режим разделения времени), убивание процесса при ошибке, и.т.п.).

Сигналы - это асинхронные события. Они приходят неожиданно, в любой момент времени - вроде телефонного звонка. Кроме того, их не требуется заказывать - сигнал процессу может поступить совсем без повода. Аналогия из жизни такова: человек сидит и пишет письмо. Вдруг его окликают посреди фразы - он отвлекается, отвечает на вопрос, и вновь продолжает прерванное занятие. Человек не ожидал этого оклика (быть может, он готов к нему, но он не озирался по сторонам специально). Кроме того, сигнал мог поступить когда он писал 5-ое предложение, а мог - когда 34-ое. Момент времени, в который произойдет прерывание, не фиксирован.

Сигналы имеют номера, причем их количество ограничено - есть определенный список допустимых сигналов. Номера и мнемонические имена сигналов перечислены в include-файле и имеют вид SIGнечто. Допустимы сигналы с номерами 1..NSIG-1, где NSIG определено в этом файле. При получении сигнала мы узнаем его номер, но не узнаем никакой иной информации: ни от кого поступил сигнал, ни что от нас хотят. Просто "звонит телефон". Чтобы получить дополнительную информацию, наш процесс должен взять ее из другого известного места;

например - прочесть заказ из некоторого файла, об имени которого все наши программы заранее "договорились". Сигналы процессу могут поступать тремя путями:

• От другого процесса, который явно посылает его нам вызовом kill(pid, sig);

где pid - идентификатор (номер) процесса-получателя, а sig - номер сигнала. Послать сигнал можно только родственному процессу - запущенному тем же пользователем.

• От операционной системы. Система может посылать процессу ряд сигналов, сигнализирующих об ошиб ках, например при обращении программы по несуществующему адресу или при ошибочном номере системного вызова. Такие сигналы обычно прекращают наш процесс.

• От пользователя - с клавиатуры терминала можно нажимом некоторых клавиш послать сигналы SIGINT и SIGQUIT. Собственно, сигнал посылается драйвером терминала при получении им с клавиатуры опре деленных символов. Так можно прервать зациклившуюся или надоевшую программу.

Процесс-получатель должен как-то отреагировать на сигнал. Программа может:

• проигнорировать сигнал (не ответить на звонок);

• перехватить сигнал (снять трубку), выполнить какие-то действия, затем продолжить прерванное занятие;

• быть убитой сигналом (звонок был подкреплен броском гранаты в окно);

В большинстве случаев сигнал по умолчанию убивает процесс-получатель. Однако процесс может изме нить это умолчание и задать свою реакцию явно. Это делается вызовом signal:

#include void (*signal(int sig, void (*react)() )) ();

Параметр react может иметь значение:

SIG_IGN сигнал sig будет отныне игнорироваться. Некоторые сигналы (например SIGKILL) невозможно пере хватить или проигнорировать.

SIG_DFL восстановить реакцию по умолчанию (обычно - смерть получателя).

имя_функции Например void fr(gotsig){..... } /* обработчик */... signal (sig, fr);

... /* задание реакции */ Тогда при получении сигнала sig будет вызвана функция fr, в которую в качестве аргумента системой будет передан номер сигнала, действительно вызвавшего ее - gotsig==sig. Это полезно, т.к. можно задать одну и ту же функцию в качестве реакции для нескольких сигналов:

... signal (sig1, fr);

signal(sig2, fr);

...

После возврата из функции fr() программа продолжится с прерванного места. Перед вызовом функ ции-обработчика реакция автоматически сбрасывается в реакцию по умолчанию SIG_DFL, а после выхода из обработчика снова восстанавливается в fr. Это значит, что во время работы функции обработчика может прийти сигнал, который убьет программу.

Приведем список некоторых сигналов;

полное описание посмотрите в документации. Колонки таблицы: G может быть перехвачен;

D - по умолчанию убивает процесс (k), игнорируется (i);

C - образуется дамп А. Богатырёв, 1992-96 - 184 - Си в UNIX™ памяти процесса: файл core, который затем может быть исследован отладчиком adb;

F - реакция на сигнал сбрасывается;

S - посылается обычно системой, а не явно.

сигнал G D C F S смысл SIGTERM + k - + - завершить процесс SIGKILL - k - + - убить процесс SIGINT + k - + - прерывание с клавиш SIGQUIT + k + + - прерывание с клавиш SIGALRM + k - + + будильник SIGILL + k + - + запрещенная команда SIGBUS + k + + + обращение по неверному SIGSEGV + k + + + адресу SIGUSR1, USR2 + i - + - пользовательские SIGCLD + i - + + смерть потомка • Сигнал SIGILL используется иногда для эмуляции команд с плавающей точкой, что происходит при мерно так: при обнаружении "запрещенной" команды для отсутствующего процессора "плавающей" арифметики аппаратура дает прерывание и система посылает процессу сигнал SIGILL. По сигналу вызывается функция-эмулятор плавающей арифметики (подключаемая к выполняемому файлу автомати чески), которая и обрабатывает требуемую команду. Это может происходить много раз, именно поэтому реакция на этот сигнал не сбрасывается.

• SIGALRM посылается в результате его заказа вызовом alarm() (см. ниже).

• Сигнал SIGCLD посылается процессу-родителю при выполнении процессом-потомком сисвызова exit (или при смерти вследствие получения сигнала). Обычно процесс-родитель при получении такого сиг нала (если он его заказывал) реагирует, выполняя в обработчике сигнала вызов wait (см. ниже). По умолчанию этот сигнал игнорируется.

• Реакция SIG_IGN не сбрасывается в SIG_DFL при приходе сигнала, т.е. сигнал игнорируется постоянно.

• Вызов signal возвращает старое значение реакции, которое может быть запомнено в переменную вида void (*f)();

а потом восстановлено.

• Синхронное ожидание (сисвызов) может иногда быть прервано асинхронным событием (сигналом), но об этом ниже.

Некоторые версии UNIX предоставляют более развитые средства работы с сигналами. Опишем неко торые из средств, имеющихся в BSD (в других системах они могут быть смоделированы другими спосо бами).

Пусть у нас в программе есть "критическая секция", во время выполнения которой приход сигналов нежелателен. Мы можем "заморозить" (заблокировать) сигнал, отложив момент его поступления до "размо розки":

| sighold(sig);

заблокировать сигнал |:

КРИТИЧЕСКАЯ :<---процессу послан сигнал sig, СЕКЦИЯ : но он не вызывает реакцию немедленно, | : а "висит", ожидая разрешения.

|:

sigrelse(sig);

разблокировать |<----------- sig | накопившиеся сигналы доходят, | вызывается реакция.

Если во время блокировки процессу было послано несколько одинаковых сигналов sig, то при разблокиро вании поступит только один. Поступление сигналов во время блокировки просто отмечается в специальной битовой шкале в паспорте процесса (примерно так):

mask |= (1 << (sig - 1));

и при разблокировании сигнала sig, если соответствующий бит выставлен, то приходит один такой сигнал (система вызывает функцию реакции).

То есть sighold заставляет приходящие сигналы "накапливаться" в специальной маске, вместо того, чтобы немедленно вызывать реакцию на них. А sigrelse разрешает "накопившимся" сигналам (если они есть) прийти и вызывает реакцию на них.

Функция sigset(sig, react);

аналогична функции signal, за исключением того, что на время работы обработчика сигнала react, приход сигнала sig блокируется;

то есть перед вызовом react как бы делается sighold, а при выходе из А. Богатырёв, 1992-96 - 185 - Си в UNIX™ обработчика - sigrelse. Это значит, что если во время работы обработчика сигнала придет такой же сиг нал, то программа не будет убита, а "запомнит" пришедший сигнал, и обработчик будет вызван повторно (когда сработает sigrelse).

Функция sigpause(sig);

вызывается внутри "рамки" sighold(sig);

...

sigpause(sig);

...

sigrelse(sig);

и вызывает задержку выполнения процесса до прихода сигнала sig. Функция разрешает приход сигнала sig (обычно на него должна быть задана реакция при помощи sigset), и "засыпает" до прихода сигнала sig.

В UNIX стандарта POSIX для управления сигналами есть вызовы sigaction, sigprocmask, sigpending, sigsuspend. Посмотрите в документацию!

6.4.1. Напишите программу, выдающую на экран файл /etc/termcap. Перехватывайте сигнал SIGINT, при получении сигнала запрашивайте "Продолжать?". По ответу 'y' - продолжить выдачу;

по 'n' - завершить про грамму;

по 'r' - начать выдавать файл с начала: lseek(fd,0L,0). Не забудьте заново переустановить реакцию на SIGINT, поскольку после получения сигнала реакция автоматически сбрасывается.

#include void onintr(sig){ /* sig - номер сигнала */ signal (sig, onintr);

/* восстановить реакцию */... запрос и действия...

} main(){ signal (SIGINT, onintr);

... } Сигнал прерывания можно игнорировать. Это делается так:

signal (SIGINT, SIG_IGN);

Такую программу нельзя прервать с клавиатуры. Напомним, что реакция SIG_IGN сохраняется при приходе сигнала.

6.4.2. Системный вызов, находящийся в состоянии ожидания какого-то события (read ждущий нажатия кнопки на клавиатуре, wait ждущий окончания процесса-потомка, и.т.п.), может быть прерван сигналом. При этом сисвызов вернет значение "ошибка" (-1) и errno станет равно EINTR. Это позволяет нам писать системные вызовы с выставлением таймаута: если событие не происходит в течение заданного времени, то завершить ожидание и прервать сисвызов. Для этой цели используется вызов alarm(sec), заказывающий посылку сигнала SIGALRM нашей программе через целое число sec секунд (0 - отменяет заказ):

#include void (*oldaction)();

int alarmed;

/* прозвонил будильник */ void onalarm(nsig){ alarmed++;

}...

/* установить реакцию на сигнал */ oldaction = signal (SIGALRM, onalarm);

/* заказать будильник через TIMEOUT сек. */ alarmed = 0;

alarm ( TIMEOUT /* sec */ );

sys_call(...);

/* ждет события */ // если нас сбил сигнал, то по сигналу будет // еще вызвана реакция на него - onalarm if(alarmed){ // событие так и не произошло.

// вызов прерван сигналом т.к. истекло время.

}else{ alarm(0);

/* отменить заказ сигнала */ // событие произошло, сисвызов успел // завершиться до истечения времени.

} signal (SIGALRM, oldaction);

Напишите программу, которая ожидает ввода с клавиатуры в течение 10 секунд. Если ничего не введено А. Богатырёв, 1992-96 - 186 - Си в UNIX™ печатает "Нет ввода", иначе - печатает "Спасибо". Для ввода можно использовать как вызов read, так и функцию gets (или getchar), поскольку функция эта все равно внутри себя издает системный вызов read.

Исследуйте, какое значение возвращает fgets (gets) в случае прерывания ее системным вызовом.

/* Копирование стандартного ввода на стандартный вывод * с установленным тайм-аутом.

* Это позволяет использовать программу для чтения из FIFO-файлов * и с клавиатуры.

* Небольшая модификация позволяет использовать программу * для копирования "растущего" файла (т.е. такого, который в * настоящий момент еще продолжает записываться).

* Замечание:

* В ДЕМОС-2.2 сигнал НЕ сбивает чтение из FIFO-файла, * а получение сигнала откладывается до выхода из read() * по успешному чтению информации. Пользуйтесь open()-ом * с флагом O_NDELAY, чтобы получить требуемый эффект.

* * Вызов: a.out /dev/tty * * По мотивам книги М.Дансмура и Г.Дейвиса.

*/ #define WAIT_TIME 5 /* ждать 5 секунд */ #define MAX_TRYS 5 /* максимум 5 попыток */ #define BSIZE #define STDIN 0 /* дескриптор стандартного ввода */ #define STDOUT 1 /* дескриптор стандартного вывода */ #include #include #include #include #include #include char buffer [ BSIZE ];

extern int errno;

/* код ошибки */ void timeout(nsig){ signal( SIGALRM, timeout );

} void main(argc, argv) char **argv;

{ int fd, n, trys = 0;

struct stat stin, stout;

if( argc != 2 ){ fprintf(stderr, "Вызов: %s файл\n", argv[0]);

exit(1);

} if((fd = !strcmp(argv[1],"-")? STDIN : open(argv[1],O_RDONLY)) < 0){ fprintf(stderr, "Не могу читать %s\n", argv[1]);

exit(2);

} /* Проверить, что ввод не совпадает с выводом, * hardcat aFile >> aFile * кроме случая, когда вывод - терминал.

* Такая проверка полезна для программ-фильтров (STDIN->STDOUT), * чтобы исключить порчу исходной информации */ fstat(fd, &stin);

fstat(STDOUT, &stout);

if( !isatty(STDOUT) && stin.st_ino == stout.st_ino && stin.st_dev == stout.st_dev ){ fprintf(stderr, "\aВвод == выводу, возможно потеряна информация в %s.\n",argv[1]);

exit(33);

} А. Богатырёв, 1992-96 - 187 - Си в UNIX™ signal( SIGALRM, timeout );

while( trys < MAX_TRYS ){ alarm( WAIT_TIME );

/* заказать сигнал через 5 сек */ /* и ждем ввода... */ n = read( fd, buffer, BSIZE );

alarm(0);

/* отменили заказ сигнала */ /* (хотя, возможно, он уже получен) */ /* проверяем: почему мы слезли с вызова read() ? */ if( n < 0 && errno == EINTR ){ /* Мы были сбиты сигналом SIGALRM, * код ошибки EINTR - сисвызов прерван * неким сигналом.

*/ fprintf( stderr, "\7timed out (%d раз)\n", ++trys );

continue;

} if( n < 0 ){ /* ошибка чтения */ fprintf( stderr, "read error.\n" );

exit(4);

} if( n == 0 ){ /* достигнут конец файла */ fprintf( stderr, "Достигнут EOF.\n\n" );

exit(0);

} /* копируем прочитанную информацию */ write( STDOUT, buffer, n );

trys = 0;

} fprintf( stderr, "Все попытки провалились.\n" );

exit(5);

} Если мы хотим, чтобы сисвызов не мог прерываться сигналом, мы должны защитить его:

#include void (*fsaved)();

...

fsaved = signal (sig, SIG_IGN);

sys_call(...);

signal (sig, fsaved);

или так:

sighold(sig);

sys_call(...);

sigrelse(sig);

Сигналами могут быть прерваны не все системные вызовы и не при всех обстоятельствах.

6.4.3. Напишите функцию sleep(n), задерживающую выполнение программы на n секунд. Воспользуйтесь системным вызовом alarm(n) (будильник) и вызовом pause(), который задерживает программу до получе ния любого сигнала. Предусмотрите рестарт при получении во время ожидания другого сигнала, нежели SIGALRM. Сохраняйте заказ alarm, сделанный до вызова sleep (alarm выдает число секунд, оставшееся до завершения предыдущего заказа). На самом деле есть такая СТАНДАРТНАЯ функция. Ответ:

#include #include #include int got;

/* пришел ли сигнал */ void onalarm(int sig) { printf( "Будильник\n" );

got++;

} /* сигнал получен */ А. Богатырёв, 1992-96 - 188 - Си в UNIX™ void sleep(int n){ time_t time(), start = time(NULL);

void (*save)();

int oldalarm, during = n;

if( n <= 0 ) return;

got = 0;

save = signal(SIGALRM, onalarm);

oldalarm = alarm(3600);

/* Узнать старый заказ */ if( oldalarm ){ printf( "Был заказан сигнал, который придет через %d сек.\n", oldalarm );

if(oldalarm > n) oldalarm -= n;

else { during = n = oldalarm;

oldalarm = 1;

} } printf( "n=%d oldalarm=%d\n", n, oldalarm );

while( n > 0 ){ printf( "alarm(%d)\n", n );

alarm(n);

/* заказать SIGALRM через n секунд */ pause();

if(got) break;

/* иначе мы сбиты с pause другим сигналом */ n = during - (time(NULL) - start);

/* прошло времени */ } printf( "alarm(%d) при выходе\n", oldalarm );

alarm(oldalarm);

/* alarm(0) - отмена заказа сигнала */ signal(SIGALRM, save);

/* восстановить реакцию */ } void onintr(int nsig){ printf( "Сигнал SIGINT\n");

signal(SIGINT, onintr);

} void onOldAlarm(int nsig){ printf( "Звонит старый будильник\n");

} void main(){ int time1 = 0;

/* 5, 10, 20 */ setbuf(stdout, NULL);

signal(SIGINT, onintr);

signal(SIGALRM, onOldAlarm);

alarm(time1);

sleep(10);

if(time1) pause();

printf("Чао!\n");

} 6.4.4. Напишите "часы", выдающие текущее время каждые 3 секунды.

#include #include #include void tick(nsig){ time_t tim;

char *s;

signal (SIGALRM, tick);

alarm(3);

time(&tim);

s = ctime(&tim);

s[ strlen(s)-1 ] = '\0';

/* обрубить '\n' */ fprintf(stderr, "\r%s", s);

} main(){ tick(0);

for(;

;

) pause();

} А. Богатырёв, 1992-96 - 189 - Си в UNIX™ 6.5. Жизнь процессов.

6.5.1. Какие классы памяти имеют данные, в каких сегментах программы они расположены?

char x[] = "hello";

int y[25];

char *p;

main(){ int z = 12;

int v;

static int w = 25;

static int q;

char s[20];

char *pp;

...

v = w + z;

/* #1 */ } Ответ:

Переменная Класс памяти Сегмент Начальное значение x static data/DATA "hello" y static data/BSS {0,..., 0} p static data/BSS NULL z auto stack v auto stack не определено w static data/DATA q static data/BSS s auto stack не определено pp auto stack не определено main static text/TEXT Большими буквами обозначены сегменты, хранимые в выполняемом файле:

DATA - это инициализированные статические данные (которым присвоены начальные значения). Они поме щаются компилятором в файл в виде готовых констант, а при запуске программы (при ее загрузке в память машины), просто копируются в память из файла.

BSS (Block Started by Symbol) - неинициализированные статические данные. Они по умолчанию имеют начальное значение 0 (NULL, "", '\0'). Эта память расписывается нулями при запуске программы, а в файле хранится лишь ее раз мер.

TEXT - сегмент, содержащий машинные команды (код).

Хранящаяся в файле выполняемая программа имеет также заголовок - в нем в частности содержатся раз меры перечисленных сегментов и их местоположение в файле;

и еще - в самом конце файла - таблицу имен. В ней содержатся имена всех функций и переменных, используемых в программе, и их адреса. Эта таблица используется отладчиками adb и sdb, а также при сборке программы из нескольких объектных файлов программой ld. Просмотреть ее можно командой nm имяФайла Для экономии дискового пространства эту таблицу часто удаляют, что делается командой strip имяФайла Размеры сегментов можно узнать командой size имяФайла Программа, загруженная в память компьютера (т.е. процесс), состоит из 3x сегментов, относящихся непо средственно к программе:

stack - стек для локальных переменных функций (автоматических переменных). Этот сегмент существует только у выполняющейся программы, поскольку отведение памяти в стеке производится выполнением некоторых машинных команд (поэтому описание автоматических переменных в Си - это на самом деле выполняемые операторы, хотя и не с точки зрения языка). Сегмент стека автоматически растет по мере надобности (если мы вызываем новые и новые функции, отводящие переменные в стеке).

За этим следит аппаратура диспетчера памяти.

data - сегмент, в который склеены сегменты статических данных DATA и BSS, загруженные из файла.

Этот сегмент также может изменять свой размер, но делать это надо явно - системными вызовами sbrk или brk. В частности, функция malloc() для размещения динамически отводимых данных увели чивает размер этого сегмента.

А. Богатырёв, 1992-96 - 190 - Си в UNIX™ text - это выполняемые команды, копия сегмента TEXT из файла. Так строка с меткой #1 содержится в виде машинных команд именно в этом сегменте.

Кроме того, каждый процесс имеет еще:

proc - это резидентная часть паспорта процесса в таблице процессов в ядре операционной системы;

user - это 4-ый сегмент процесса - нерезидентная часть паспорта (u-area). К этому сегменту имеет доступ только ядро, но не сама программа.

Паспорт процесса был поделен на 2 части только из соображений экономии памяти в ядре: контекст про цесса (таблица открытых файлов, ссылка на I-узел текущего каталога, таблица реакций на сигналы, ссылка на I-узел управляющего терминала, и.т.п.) нужен ядру только при обслуживании текущего активного про цесса. Когда активен другой процесс - эта информация в памяти ядра не нужна. Более того, если процесс из-за нехватки места в памяти машины был откачан на диск, эта информация также может быть откачана на диск и подкачана назад лишь вместе с процессом. Поэтому контекст был выделен в отдельный сегмент, и сегмент этот подключается к адресному пространству ядра лишь при выполнении процессом какого-либо системного вызова (это подключение называется "переключение контекста" - context switch). Четыре сег мента процесса могут располагаться в памяти машины не обязательно подряд - между ними могут лежать сегменты других процессов.

Схема составных частей процесса:

П Р О Ц Е С С таблица процессов:

паспорт в ядре сегменты в памяти struct proc[] ####---------------> stack #### data text контекст: struct user Каждый процесс имеет уникальный номер, хранящийся в поле p_pid в структуре proc†. В ней также хра нятся: адреса сегментов процесса в памяти машины (или на диске, если процесс откачан);

p_uid - номер владельца процесса;

p_ppid - номер процесса-родителя;

p_pri, p_nice - приоритеты процесса;

p_pgrp группа процесса;

p_wchan - ожидаемое процессом событие;

p_flag и p_stat - состояние процесса;

и многое другое. Структура proc определена в include-файле , а структура user - в .

6.5.2. Системный вызов fork() (вилка) создает новый процесс: копию процесса, издавшего вызов. Отли чие этих процессов состоит только в возвращаемом fork-ом значении:

0 - в новом процессе.

pid нового процесса - в исходном.

Вызов fork может завершиться неудачей если таблица процессов переполнена. Простейший способ сде лать это:

main(){ while(1) if( ! fork()) pause();

} Одно гнездо таблицы процессов зарезервировано - его может использовать только суперпользователь (в целях жизнеспособности системы: хотя бы для того, чтобы запустить программу, убивающую все эти про цессы-варвары).

Вызов fork создает копию всех 4х сегментов процесса и выделяет порожденному процессу новый паспорт и номер. Иногда сегмент text не копируется, а используется процессами совместно ("разделяе мый сегмент") в целях экономии памяти. При копировании сегмента user контекст порождающего процесса наследуется порожденным процессом (см. ниже).

Проведите опыт, доказывающий что порожденный системным вызовом fork() процесс и породивший его - равноправны. Повторите несколько раз программу:

#include int pid, i, fd;

char c;

† Процесс может узнать его вызовом pid=getpid();

А. Богатырёв, 1992-96 - 191 - Си в UNIX™ main(){ fd = creat( "TEST", 0644);

if( !(pid = fork())){ /* сын: порожденный процесс */ c = 'a';

for(i=0;

i < 5;

i++){ write(fd, &c, 1);

c++;

sleep(1);

} printf("Сын %d окончен\n", getpid());

exit(0);

} /* else процесс-отец */ c = 'A';

for(i=0;

i < 5;

i++){ write(fd, &c, 1);

c++;

sleep(1);

} printf("Родитель %d процесса %d окончен\n", getpid(), pid );

} В файле TEST мы будем от случая к случаю получать строки вида aABbCcDdEe или AaBbcdCDEe что говорит о том, что первым "проснуться" после fork() может любой из двух процессов. Если же опыт дает устойчиво строки, начинающиеся с одной и той же буквы - значит в данной реализации системы один из процессов все же запускается раньше. Но не стоит использовать этот эффект - при переносе на другую систему его может не быть!

Данный опыт основан на следующем свойстве системы UNIX: при системном вызове fork() поро жденный процесс получает все открытые порождающим процессом файлы "в наследство" - это соответ ствует тому, что таблица открытых процессом файлов копируется в процесс-потомок. Именно так, в частно сти, передаются от отца к сыну стандартные каналы 0, 1, 2: порожденному процессу не нужно открывать стандартные ввод, вывод и вывод ошибок явно. Изначально же они открываются специальной программой при вашем входе в систему.

до вызова fork();

таблица открытых файлов процесса 0 ## ---<--- клавиатура 1 ## --->--- дисплей 2 ## --->--- дисплей... ## fd ## --->--- файл TEST... ## после fork();

ПРОЦЕСС-ПАПА ПРОЦЕСС-СЫН 0 ## ---<--- клавиатура --->--- ## 1 ## --->--- дисплей ---<--- ## 2 ## --->--- дисплей ---<--- ##... ## ##...

fd ## --->--- файл TEST ---<--- ## fd... ## | ##...

*--RWptr-->ФАЙЛ Ссылки из таблиц открытых файлов в процессах указывают на структуры "открытый файл" в ядре (см. главу про файлы). Таким образом, два процесса получают доступ к одной и той же структуре и, следовательно, имеют общий указатель чтения/записи для этого файла. Поэтому, когда процессы "отец" и "сын" пишут по дескриптору fd, они пользуются одним и тем же указателем R/W, т.е. информация от обоих процессов запи сывается последовательно. На принципе наследования и совместного использования открытых файлов основан также системный вызов pipe.

Порожденный процесс наследует также: реакции на сигналы (!!!), текущий каталог, управляющий тер минал, номер владельца процесса и группу владельца, и.т.п.

При системном вызове exec() (который заменяет программу, выполняемую процессом, на программу из указанного файла) все открытые каналы также достаются в наследство новой программе (а не закрыва ются).

А. Богатырёв, 1992-96 - 192 - Си в UNIX™ 6.5.3. Процесс-копия это хорошо, но не совсем то, что нам хотелось бы. Нам хочется запустить про грамму, содержащуюся в выполняемом файле (например a.out). Для этого существует системный вызов exec, который имеет несколько разновидностей. Рассмотрим только две:

char *path;

char *argv[], *envp[], *arg0,..., *argn;

execle(path, arg0, arg1,..., argn, NULL, envp);

execve(path, argv, envp);

Системный вызов exec заменяет программу, выполняемую данным процессом, на программу, загружаемую из файла path. В данном случае path должно быть полным именем файла или именем файла от текущего каталога:

/usr/bin/vi a.out../mybin/xkick Файл должен иметь код доступа "выполнение". Первые два байта файла (в его заголовке), рассматривае мые как short int, содержат так называемое "магическое число" (A_MAGIC), свое для каждого типа машин (смотри include-файл ). Его помещает в начало выполняемого файла редактор связей ld при ком поновке программы из объектных файлов. Это число должно быть правильным, иначе система откажется запускать программу из этого файла. Бывает несколько разных магических чисел, обозначающих разные способы организации программы в памяти. Например, есть вариант, в котором сегменты text и data скле ены вместе (тогда text не разделяем между процессами и не защищен от модификации программой), а есть - где данные и текст находятся в раздельных адресных пространствах и запись в text запрещена (аппаратно).

Остальные аргументы вызова - arg0,..., argn - это аргументы функции main новой программы. Во второй форме вызова аргументы не перечисляются явно, а заносятся в массив. Это позволяет формировать произвольный массив строк-аргументов во время работы программы:

char *argv[20];

argv[0]="ls";

argv[1]="-l";

argv[2]="-i";

argv[3]=NULL;

execv( "/bin/ls", argv);

либо execl( "/bin/ls", "ls","-l","-i", NULL):

В результате этого вызова текущая программа завершается (но не процесс!) и вместо нее запускается про грамма из заданного файла: сегменты stack, data, text старой программы уничтожаются;

создаются новые сегменты data и text, загружаемые из файла path;

отводится сегмент stack (первоначально - не очень большого размера);

сегмент user сохраняется от старой программы (за исключением реакций на сигналы, отличных от SIG_DFL и SIG_IGN - они будут сброшены в SIG_DFL). Затем будет вызвана функция main новой программы с аргументами argv:

void main( argc, argv ) int argc;

char *argv[];

{... } Количество аргументов - argc - подсчитает сама система. Строка NULL не подсчитывается.

Процесс остается тем же самым - он имеет тот же паспорт (только адреса сегментов изменились);

тот же номер (pid);

все открытые прежней программой файлы остаются открытыми (с теми же дескрипто рами);

текущий каталог также наследуется от старой программы;

сигналы, которые игнорировались ею, также будут игнорироваться (остальные сбрасываются в SIG_DFL). Зато "сущность" процесса подвергается перерождению - он выполняет теперь иную программу. Таким образом, системный вызов exec осуще ствляет вызов функции main, находящейся в другой программе, передавая ей свои аргументы в качестве входных.

Системный вызов exec может не удаться, если указанный файл path не существует, либо вы не име ете права его выполнять (такие коды доступа), либо он не является выполняемой программой (неверное магическое число), либо слишком велик для данной машины (системы), либо файл открыт каким-нибудь процессом (например еще записывается компилятором). В этом случае продолжится выполнение прежней программы. Если же вызов успешен - возврата из exec не происходит вообще (поскольку управление передается в другую программу).

Аргумент argv[0] обычно полагают равным path. По нему программа, имеющая несколько имен (в файловой системе), может выбрать ЧТО она должна делать. Так программа /bin/ls имеет альтернативные имена lr, lf, lx, ll. Запускается одна и та же программа, но в зависимости от argv[0] она далее делает раз ную работу.

Аргумент envp - это "окружение" программы (см. начало этой главы). Если он не задан - передается окружение текущей программы (наследуется содержимое массива, на который указывает переменная environ);

если же задан явно (например, окружение скопировано в какой-то массив и часть переменных подправлена или добавлены новые переменные) - новая программа получит новое окружение. Напомним, что окружение можно прочесть из предопределенной переменной char **environ, либо из третьего аргу мента функции main (см. начало главы), либо функцией getenv().

А. Богатырёв, 1992-96 - 193 - Си в UNIX™ Системные вызовы fork и exec не склеены в один вызов потому, что между fork и exec в процессе сыне могут происходить некоторые действия, нарушающие симметрию процесса-отца и порожденного про цесса: установка реакций на сигналы, перенаправление ввода/вывода, и.т.п. Смотри пример "интерпретатор команд" в приложении. В MS DOS, не имеющей параллельных процессов, вызовы fork, exec и wait скле ены в один вызов spawn. Зато при этом приходится делать перенаправления ввода-вывода в порождаю щем процессе перед spawn, а после него - восстанавливать все как было.

6.5.4. Завершить процесс можно системным вызовом void exit( unsigned char retcode );

Из этого вызова не бывает возврата. Процесс завершается: сегменты stack, data, text, user уничтожаются (при этом все открытые процессом файлы закрываются);

память, которую они занимали, считается свобод ной и в нее может быть помещен другой процесс. Причина смерти отмечается в паспорте процесса - в структуре proc в таблице процессов внутри ядра. Но паспорт еще не уничтожается! Это состояние про цесса называется "зомби" - живой мертвец.

В паспорт процесса заносится код ответа retcode. Этот код может быть прочитан процессом родителем (тем, кто создал этот процесс вызовом fork). Принято, что код 0 означает успешное завершение процесса, а любое положительное значение 1..255 означает неудачное завершение с таким кодом ошибки.

Коды ошибок заранее не предопределены: это личное дело процессов отца и сына - установить между собой какие-то соглашения по этому поводу. В старых программах иногда писалось exit(-1);

Это некор ректно - код ответа должен быть неотрицателен;

код -1 превращается в код 255. Часто используется кон струкция exit(errno);

Программа может завершиться не только явно вызывая exit, но и еще двумя способами:

• если происходит возврат управления из функции main(), т.е. она кончилась - то вызов exit() делается неявно, но с непредсказуемым значением retcode;

• процесс может быть убит сигналом. В этом случае он не выдает никакого кода ответа в процесс родитель, а выдает признак "процесс убит".

6.5.5. В действительности exit() - это еще не сам системный вызов завершения, а стандартная функция.

Сам системный вызов называется _exit(). Мы можем переопределить функцию exit() так, чтобы по оконча нии программы происходили некоторые действия:

void exit(unsigned code){ /* Добавленный мной дополнительный оператор: */ printf("Закончить работу, " "код ответа=%u\n", code);

/* Стандартные операторы: */ _cleanup();

/* закрыть все открытые файлы.

* Это стандартная функция ‡ */ _exit(code);

/* собственно сисвызов */ } int f(){ return 17;

} void main(){ printf("aaaa\n");

printf("bbbb\n");

f();

/* потом откомментируйте это: exit(77);

*/ } Здесь функция exit вызывается неявно по окончании main, ее подставляет в программу компилятор. Дело в том, что при запуске программы exec-ом, первым начинает выполняться код так называемого "стартера", подклеенного при сборке программы из файла /lib/crt0.o. Он выглядит примерно так (в действительности он написан на ассемблере):

... // вычислить argc, настроить некоторые параметры.

main(argc, argv, envp);

exit();

‡ _cleanup() закрывает файлы, открытые fopen()ом, "вытряхая" при этом данные, накопленные в буфе рах, в файл. При аварийном завершении программы файлы все равно закрываются, но уже не явно, а опе рационной системой (в вызове _exit). При этом содержимое недосброшенных буферов будет утеряно.

А. Богатырёв, 1992-96 - 194 - Си в UNIX™ или так (взято из проекта GNU††):

int errno = 0;

char **environ;

_start(int argc, int arga) { /* OS and Compiler dependent!!!! */ char **argv = (char **) &arga;

char **envp = environ = argv + argc + 1;

/*... возможно еще какие-то инициализации, * наподобие setlocale( LC_ALL, "" );

в SCO UNIX */ exit (main(argc, argv, envp));

} Где должно быть int main(int argc, char *argv[], char *envp[]){...

return 0;

/* вместо exit(0);

*/ } Адрес функции _start() помечается в одном из полей заголовка файла формата a.out как адрес, на который система должна передать управление после загрузки программы в память (точка входа).

Какой код ответа попадет в exit() в этих примерах (если отсутствует явный вызов exit или return) непредсказуемо. На IBM PC в вышенаписанном примере этот код равен 17, то есть значению, возвращен ному последней вызывавшейся функцией. Однако это не какое-то специальное соглашение, а случайный эффект (так уж устроен код, создаваемый этим компилятором).

6.5.6. Процесс-отец может дождаться окончания своего потомка. Это делается системным вызовом wait и нужно по следующей причине: пусть отец - это интерпретатор команд. Если он запустил процесс и про должил свою работу, то оба процесса будут предпринимать попытки читать ввод с клавиатуры терминала интерпретатор ждет команд, а запущенная программа ждет данных. Кому из них будет поступать набирае мый нами текст - непредсказуемо! Вывод: интерпретатор команд должен "заснуть" на то время, пока рабо тает порожденный им процесс:

int pid;

unsigned short status;

...

if((pid = fork()) == 0 ){ /* порожденный процесс */... // перенаправления ввода-вывода.

... // настройка сигналов.

exec(....);

perror("exec не удался");

exit(1);

} /* иначе это породивший процесс */ while((pid = wait(&status)) > 0 ) printf("Окончился сын pid=%d с кодом %d\n", pid, status >> 8);

printf( "Больше нет сыновей\n");

wait приостанавливает† выполнение вызвавшего процесса до момента окончания любого из порожденных им процессов (ведь можно было запустить и нескольких сыновей!). Как только какой-то потомок окончится - wait проснется и выдаст номер (pid) этого потомка. Когда никого из живых "сыновей" не осталось - он выдаст (-1). Ясно, что процессы могут оканчиваться не в том порядке, в котором их порождали. В †† GNU - программы, распространяемые в исходных текстах из Free Software Foundation (FSF). Сре ди них - C++ компилятор g++ и редактор emacs. Смысл слов GNU - "generally not UNIX" - проект был осно ван как противодействие начавшейся коммерциализации UNIX и закрытию его исходных текстов. "Сделать как в UNIX, но лучше".

† "Живой" процесс может пребывать в одном из нескольких состояний: процесс ожидает наступления какого-то события ("спит"), при этом ему не выделяется время процессора, т.к. он не готов к выполнению;

процесс готов к выполнению и стоит в очереди к процессору (поскольку процессор выполняет другой про цесс);

процесс готов и выполняется процессором в данный момент. Последнее состояние может происхо дить в двух режимах - пользовательском (выполняются команды сегмента text) и системном (процессом был издан системный вызов, и сейчас выполняется функция в ядре). Ожидание события бывает только в си стемной фазе - внутри системного вызова (т.е. это "синхронное" ожидание). Неактивные процессы ("спя щие" или ждущие ресурса процессора) могут быть временно откачаны на диск.

А. Богатырёв, 1992-96 - 195 - Си в UNIX™ переменную status заносится в специальном виде код ответа окончившегося процесса, либо номер сигнала, которым он был убит.

#include #include ...

int status, pid;

...

while((pid = wait(&status)) > 0){ if( WIFEXITED(status)){ printf( "Процесс %d умер с кодом %d\n", pid, WEXITSTATUS(status));

} else if( WIFSIGNALED(status)){ printf( "Процесс %d убит сигналом %d\n", pid, WTERMSIG(status));

if(WCOREDUMP(status)) printf( "Образовался core\n" );

/* core - образ памяти процесса для отладчика adb */ } else if( WIFSTOPPED(status)){ printf( "Процесс %d остановлен сигналом %d\n", pid, WSTOPSIG(status));

} else if( WIFCONTINUED(status)){ printf( "Процесс %d продолжен\n", pid);

} }...

Если код ответа нас не интересует, мы можем писать wait(NULL).

Если у нашего процесса не было или больше нет живых сыновей - вызов wait ничего не ждет, а воз вращает значение (-1). В написанном примере цикл while позволяет дождаться окончания всех потомков.

В тот момент, когда процесс-отец получает информацию о причине смерти потомка, паспорт умер шего процесса наконец вычеркивается из таблицы процессов и может быть переиспользован новым про цессом. До того, он хранится в таблице процессов в состоянии "zombie" - "живой мертвец". Только для того, чтобы кто-нибудь мог узать статус его завершения.

Если процесс-отец завершился раньше своих сыновей, то кто же сделает wait и вычеркнет паспорт?

Это сделает процесс номер 1: /etc/init. Если отец умер раньше процессов-сыновей, то система заставляет процесс номер 1 "усыновить" эти процессы. init обычно находится в цикле, содержащем в начале вызов wait(), то есть ожидает окончания любого из своих сыновей (а они у него всегда есть, о чем мы поговорим подробнее чуть погодя). Таким образом init занимается чисткой таблицы процессов, хотя это не един ственная его функция.

Вот схема, поясняющая жизненный цикл любого процесса:

|pid=719,csh | if(!fork())------->--------* pid=723,csh | | загрузить wait(&status) exec("a.out",...) <-- a.out : main(...){ с диска :| :pid=719,csh | pid=723,a.out спит(ждет) работает :| : exit(status) умер :} проснулся <---проснись!--RIP | |pid=719,csh Заметьте, что номер порожденного процесса не обязан быть следующим за номером родителя, а только больше него. Это связано с тем, что другие процессы могли создать в системе новые процессы до того, как наш процесс издал свой вызов fork.

6.5.7. Кроме того, wait позволяет отслеживать остановку процесса. Процесс может быть приостановлен при помощи посылки ему сигналов SIGSTOP, SIGTTIN, SIGTTOU, SIGTSTP. Последние три сигнала посы лает при определенных обстоятельствах драйвер терминала, к примеру SIGTSTP - при нажатии клавиши CTRL/Z. Продолжается процесс посылкой ему сигнала SIGCONT.

А. Богатырёв, 1992-96 - 196 - Си в UNIX™ В данном контексте, однако, нас интересуют не сами эти сигналы, а другая схема манипуляции с отслеживанием статуса порожденных процессов. Если указано явно, система может посылать процессу родителю сигнал SIGCLD в момент изменения статуса любого из его потомков. Это позволит процессу родителю немедленно сделать wait и немедленно отразить изменение состояние процесса-потомка в своих внутренних списках. Данная схема программируется так:

void pchild(){ int pid, status;

sighold(SIGCLD);

while((pid = waitpid((pid_t) -1, &status, WNOHANG|WUNTRACED)) > 0){ dorecord:

записать_информацию_об_изменениях;

} sigrelse(SIGCLD);

/* Reset */ signal(SIGCLD, pchild);

}...

main(){...

/* По сигналу SIGCLD вызывать функцию pchild */ signal(SIGCLD, pchild);

...

главный_цикл;

} Секция с вызовом waitpid (разновидность вызова wait), прикрыта парой функций sighold-sigrelse, запре щающих приход сигнала SIGCLD внутри этой критической секции. Сделано это вот для чего: если процесс начнет модифицировать таблицы или списки в районе метки dorecord:, а в этот момент придет еще один сигнал, то функция pchild будет вызвана рекурсивно и тоже попытается модифицировать таблицы и списки, в которых еще остались незавершенными перестановки ссылок, элементов, счетчиков. Это приведет к раз рушению данных.

Поэтому сигналы должны приходить последовательно, и функции pchild вызываться также последова тельно, а не рекурсивно. Функция sighold откладывает доставку сигнала (если он случится), а sigrelse разрешает доставить накопившиеся сигналы (но если их пришло несколько одного типа - все они доставля ются как один такой сигнал. Отсюда - цикл вокруг waitpid).

Флаг WNOHANG - означает "не ждать внутри вызова wait", если ни один из потомков не изменил своего состояния;

а просто вернуть код (-1)". Это позволяет вызывать pchild даже без получения сигнала:

ничего не произойдет. Флаг WUNTRACED - означает "выдавать информацию также об остановленных про цессах".

6.5.8. Как уже было сказано, при exec все открытые файлы достаются в наследство новой программе (в частности, если между fork и exec были перенаправлены вызовом dup2 стандартные ввод и вывод, то они останутся перенаправленными и у новой программы). Что делать, если мы не хотим, чтобы наследовались все открытые файлы? (Хотя бы потому, что большинством из них новая программа пользоваться не будет в основном она будет использовать лишь fd 0, 1 и 2;

а ячейки в таблице открытых файлов процесса они занимают). Во-первых, ненужные дескрипторы можно явно закрыть close в промежутке между fork-ом и exec-ом. Однако не всегда мы помним номера дескрипторов для этой операции. Более радикальной мерой является тотальная чистка:

for(f = 3;

f < NOFILE;

f++) close(f);

Есть более элегантный путь. Можно пометить дескриптор файла специальным флагом, означающим, что во время вызова exec этот дескриптор должен быть автоматически закрыт (режим file-close-on-exec - fclex):

#include int fd = open(.....);

fcntl (fd, F_SETFD, 1);

Отменить этот режим можно так:

fcntl (fd, F_SETFD, 0);

Здесь есть одна тонкость: этот флаг устанавливается не для структуры file - "открытый файл", а непосред ственно для дескриптора в таблице открытых процессом файлов (массив флагов: char u_pofile[NOFILE]). Он не сбрасывается при закрытии файла, поэтому нас может ожидать сюрприз:

А. Богатырёв, 1992-96 - 197 - Си в UNIX™... fcntl (fd, F_SETFD, 1);

... close(fd);

...

int fd1 = open(... );

Если fd1 окажется равным fd, то дескриптор fd1 будет при exec-е закрыт, чего мы явно не ожидали!

Поэтому перед close(fd) полезно было бы отменить режим fclex.

6.5.9. Каждый процесс имеет управляющий терминал (short *u_ttyp). Он достается процессу в наследство от родителя (при fork и exec) и обычно совпадает с терминалом, с на котором работает данный пользова тель.

Каждый процесс относится к некоторой группе процессов (int p_pgrp), которая также наследуется.

Можно послать сигнал всем процессам указанной группы pgrp:

kill( -pgrp, sig );

Вызов kill( 0, sig );

посылает сигнал sig всем процессам, чья группа совпадает с группой посылающего процесса. Процесс может узнать свою группу:

int pgrp = getpgrp();

а может стать "лидером" новой группы. Вызов setpgrp();

делает следующие операции:

/* У процесса больше нет управл. терминала: */ if(p_pgrp != p_pid) u_ttyp = NULL;

/* Группа процесса полагается равной его ид-у: */ p_pgrp = p_pid;

/* new group */ В свою очередь, управляющий терминал тоже имеет некоторую группу (t_pgrp). Это значение устанавлива ется равным группе процесса, первым открывшего этот терминал:

/* часть процедуры открытия терминала */ if( p_pid == p_pgrp // лидер группы && u_ttyp == NULL // еще нет упр.терм.

&& t_pgrp == 0 ){ // у терминала нет группы u_ttyp = &t_pgrp;

t_pgrp = p_pgrp;

} Таким процессом обычно является процесс регистрации пользователя в системе (который спрашивает у вас имя и пароль). При закрытии терминала всеми процессами (что бывает при выходе пользователя из системы) терминал теряет группу: t_pgrp=0;

При нажатии на клавиатуре терминала некоторых клавиш:

c_cc[ VINTR ] обычно DEL или CTRL/C c_cc[ VQUIT ] обычно CTRL/\ драйвер терминала посылает соответственно сигналы SIGINT и SIGQUIT всем процессам группы терми нала, т.е. как бы делает kill( -t_pgrp, sig );

Именно поэтому мы можем прервать процесс нажатием клавиши DEL. Поэтому, если процесс сделал setpgrp(), то сигнал с клавиатуры ему послать невозможно (т.к. он имеет свой уникальный номер группы != группе терминала).

Если процесс еще не имеет управляющего терминала (или уже его не имеет после setpgrp), то он может сделать любой терминал (который он имеет право открыть) управляющим для себя. Первый же файл-устройство, являющийся интерфейсом драйвера терминалов, который будет открыт этим процессом, станет для него управляющим терминалом. Так процесс может иметь каналы 0, 1, 2 связанные с одним тер миналом, а прерывания получать с клавиатуры другого (который он сделал управляющим для себя).

Процесс регистрации пользователя в системе - /etc/getty (название происходит от "get tty" - полу чить терминал) - запускается процессом номер 1 - /etc/init-ом - на каждом из терминалов, зарегистриро ванных в системе, когда • система только что была запущена;

• либо когда пользователь на каком-то терминале вышел из системы (интерпретатор команд завершился).

В сильном упрощении getty может быть описан так:

void main(ac, av) char *av[];

{ int f;

struct termio tmodes;

for(f=0;

f < NOFILE;

f++) close(f);

А. Богатырёв, 1992-96 - 198 - Си в UNIX™ /* Отказ от управляющего терминала, * основание новой группы процессов.

*/ setpgrp();

/* Первоначальное явное открытие терминала */ /* При этом терминал av[1] станет упр. терминалом */ open( av[1], O_RDONLY );

/* fd = 0 */ open( av[1], O_RDWR );

/* fd = 1 */ f = open( av[1], O_RDWR );

/* fd = 2 */ //... Считывание параметров терминала из файла // /etc/gettydefs. Тип требуемых параметров линии // задается меткой, указываемой в av[2].

// Заполнение структуры tmodes требуемыми // значениями... и установка мод терминала.

ioctl (f, TCSETA, &tmodes);

//... запрос имени и пароля...

chdir (домашний_каталог_пользователя);

execl ("/bin/csh", "-csh", NULL);

/* Запуск интерпретатора команд. Группа процессов, * управл. терминал, дескрипторы 0,1,2 наследуются.

*/ } Здесь последовательные вызовы open занимают последовательные ячейки в таблице открытых процессом файлов (поиск каждой новой незанятой ячейки производится с начала таблицы) - в итоге по дескрипторам 0,1,2 открывается файл-терминал. После этого дескрипторы 0,1,2 наследуются всеми потомками интерпре татора команд. Процесс init запускает по одному процессу getty на каждый терминал, как бы делая /etc/getty /dev/tty01 m & /etc/getty /dev/tty02 m &...

и ожидает окончания любого из них. После входа пользователя в систему на каком-то терминале, соответ ствующий getty превращается в интерпретатор команд (pid процесса сохраняется). Как только кто-то из них умрет - init перезапустит getty на соответствующем терминале (все они - его сыновья, поэтому он знает - на каком именно терминале).

6.6. Трубы и FIFO-файлы.

Процессы могут обмениваться между собой информацией через файлы. Существуют файлы с необычным поведением - так называемые FIFO-файлы (first in, first out), ведущие себя подобно очереди. У них указатели чтения и записи разделены. Работа с таким файлом напоминает проталкивание шаров через трубу - с одного конца мы вталкиваем данные, с другого конца - вынимаем их. Операция чтения из пустой "трубы" проиостановит вызов read (и издавший его процесс) до тех пор, пока кто-нибудь не запишет в FIFO-файл какие-нибудь данные. Операция позиционирования указателя - lseek() - неприменима к FIFO файлам. FIFO-файл создается системным вызовом #include #include mknod( имяФайла, S_IFIFO | 0666, 0 );

где 0666 - коды доступа к файлу. При помощи FIFO-файла могут общаться даже неродственные процессы.

Разновидностью FIFO-файла является безымянный FIFO-файл, предназначенный для обмена инфор мацией между процессом-отцом и процессом-сыном. Такой файл - канал связи как раз и называется тер мином "труба" или pipe. Он создается вызовом pipe:

int conn[2];

pipe(conn);

Если бы файл-труба имел имя PIPEFILE, то вызов pipe можно было бы описать как mknod("PIPEFILE", S_IFIFO | 0600, 0);

conn[0] = open("PIPEFILE", O_RDONLY);

conn[1] = open("PIPEFILE", O_WRONLY);

unlink("PIPEFILE");

При вызове fork каждому из двух процессов достанется в наследство пара дескрипторов:

А. Богатырёв, 1992-96 - 199 - Си в UNIX™ pipe(conn);

fork();

conn[0]----<---- ----<-----conn[1] FIFO conn[1]---->---- ---->-----conn[0] процесс A процесс B Пусть процесс A будет посылать информацию в процесс B. Тогда процесс A сделает:

close(conn[0]);

// т.к. не собирается ничего читать write(conn[1],... );

а процесс B close(conn[1]);

// т.к. не собирается ничего писать read (conn[0],... );

Получаем в итоге:

conn[1]---->----FIFO---->-----conn[0] процесс A процесс B Обычно поступают еще более элегантно, перенаправляя стандартный вывод A в канал conn[1] dup2 (conn[1], 1);

close(conn[1]);

write(1,... );

/* или printf */ а стандартный ввод B - из канала conn[0] dup2(conn[0], 0);

close(conn[0]);

read(0,... );

/* или gets */ Это соответствует конструкции $ A | B записанной на языке СиШелл.

Файл, выделяемый под pipe, имеет ограниченный размер (и поэтому обычно целиком оседает в буферах в памяти машины). Как только он заполнен целиком - процесс, пишущий в трубу вызовом write, приостанавливается до появления свободного места в трубе. Это может привести к возникновению тупико вой ситуации, если писать программу неаккуратно. Пусть процесс A является сыном процесса B, и пусть процесс B издает вызов wait, не закрыв канал conn[0]. Процесс же A очень много пишет в трубу conn[1].

Мы получаем ситуацию, когда оба процесса спят:

A потому что труба переполнена, а процесс B ничего из нее не читает, так как ждет окончания A;

B потому что процесс-сын A не окончился, а он не может окончиться пока не допишет свое сообщение.

Решением служит запрет процессу B делать вызов wait до тех пор, пока он не прочитает ВСЮ информацию из трубы (не получит EOF). Только сделав после этого close(conn[0]);

процесс B имеет право сделать wait.

Если процесс B закроет свою сторону трубы close(conn[0]) прежде, чем процесс A закончит запись в нее, то при вызове write в процессе A, система пришлет процессу A сигнал SIGPIPE - "запись в канал, из которого никто не читает".

6.6.1. Открытие FIFO файла приведет к блокированию процесса ("засыпанию"), если в буфере FIFO файла пусто. Процесс заснет внутри вызова open до тех пор, пока в буфере что-нибудь не появится.

Чтобы избежать такой ситуации, а, например, сделать что-нибудь иное полезное в это время, нам надо было бы опросить файл на предмет того - можно ли его открыть? Это делается при помощи флага O_NDELAY у вызова open.

int fd = open(filename, O_RDONLY|O_NDELAY);

Если open ведет к блокировке процесса внутри вызова, вместо этого будет возвращено значение (-1). Если же файл может быть немедленно открыт - возвращается нормальный дескриптор со значением >=0, и файл открыт.

O_NDELAY является зависимым от семантики того файла, который мы открываем. К примеру, можно использовать его с файлами устройств, например именами, ведущими к последовательным портам. Эти файлы устройств (порты) обладают тем свойством, что одновременно их может открыть только один про цесс (так устроена реализация функции open внутри драйвера этих устройств). Поэтому, если один процесс уже работает с портом, а в это время второй пытается его же открыть, второй "заснет" внутри open, и будет дожидаться освобождения порта close первым процессом. Чтобы не ждать - следует открывать порт А. Богатырёв, 1992-96 - 200 - Си в UNIX™ с флагом O_NDELAY.

#include #include /* Убрать больше не нужный O_NDELAY */ void nondelay(int fd){ fcntl(fd, F_SETFL, fcntl(fd, F_GETFL, 0) & ~O_NDELAY);

} int main(int ac, char *av[]){ int fd;

char *port = ac > 1 ? "/dev/term/a" : "/dev/cua/a";

retry: if((fd = open(port, O_RDWR|O_NDELAY)) < 0){ perror(port);

sleep(10);

goto retry;

} printf("Порт %s открыт.\n", port);

nondelay(fd);

printf("Работа с портом, вызови эту программу еще раз!\n");

sleep(60);

printf("Все.\n");

return 0;

} Вот протокол:

su# a.out & a.out xxx [1] Порт /dev/term/a открыт.

Работа с портом, вызови эту программу еще раз!

/dev/cua/a: Device busy /dev/cua/a: Device busy /dev/cua/a: Device busy /dev/cua/a: Device busy /dev/cua/a: Device busy /dev/cua/a: Device busy Все.

Порт /dev/cua/a открыт.

Работа с портом, вызови эту программу еще раз!

su# 6.7. Нелокальный переход.

Теперь поговорим про нелокальный переход. Стандартная функция setjmp позволяет установить в программе "контрольную точку"†, а функция longjmp осуществляет прыжок в эту точку, выполняя за один раз выход сразу из нескольких вызванных функций (если надо)‡. Эти функции не являются системными вызовами, но поскольку они реализуются машинно-зависимым образом, а используются чаще всего как реакция на некоторый сигнал, речь о них идет в этом разделе. Вот как, например, выглядит рестарт про граммы по прерыванию с клавиатуры:

#include #include jmp_buf jmp;

/* контрольная точка */ /* прыгнуть в контрольную точку */ void onintr(nsig){ longjmp(jmp, nsig);

} † В некотором буфере запоминается текущее состояние процесса: положение вершины стека вызовов функций (stack pointer);

состояние всех регистров процессора, включая регистр адреса текущей машинной команды (instruction pointer).

‡ Это достигается восстановлением состояния процесса из буфера. Изменения, происшедшие за вре мя между setjmp и longjmp в статических данных не отменяются (т.к. они не сохранялись).

А. Богатырёв, 1992-96 - 201 - Си в UNIX™ main(){ int n;

n = setjmp(jmp);

/* установить контрольную точку */ if( n ) printf( "Рестарт после сигнала %d\n", n);

signal (SIGINT, onintr);

/* реакция на сигнал */ printf("Начали\n");

...

} setjmp возвращает 0 при запоминании контрольной точки. При прыжке в контрольную точку при помощи longjmp, мы оказываемся снова в функции setjmp, и эта функция возвращает нам значение второго аргу мента longjmp, в этом примере - nsig.

Прыжок в контрольную точку очень удобно использовать в алгоритмах перебора с возвратом (backtracking): либо - если ответ найден - прыжок на печать ответа, либо - если ветвь перебора зашла в тупик - прыжок в точку ветвления и выбор другой альтернативы. При этом можно делать прыжки и в рекур сивных вызовах одной и той же функции: с более высокого уровня рекурсии в вызов более низкого уровня (в этом случае jmp_buf лучше делать автоматической переменной - своей для каждого уровня вызова функ ции).

6.7.1. Перепишите следующий алгоритм при помощи longjmp.

#define FOUND 1 /* ответ найден */ #define NOTFOUND 0 /* ответ не найден */ int value;

/* результат */ main(){ int i;

for(i=2;

i < 10;

i++){ printf( "пробуем i=%d\n", i);

if( test1(i) == FOUND ){ printf("ответ %d\n", value);

break;

} } } test1(i){ int j;

for(j=1;

j < 10 ;

j++ ){ printf( "пробуем j=%d\n", j);

if( test2(i,j) == FOUND ) return FOUND;

/* "сквозной" return */ } return NOTFOUND;

} test2(i, j){ printf( "пробуем(%d,%d)\n", i, j);

if( i * j == 21 ){ printf( " Годятся (%d,%d)\n", i,j);

value = j;

return FOUND;

} return NOTFOUND;

} Вот ответ, использующий нелокальный переход вместо цепочки return-ов:

#include jmp_buf jmp;

main(){ int i;

if( i = setjmp(jmp)) /* после прыжка */ printf("Ответ %d\n", --i);

else /* установка точки */ for(i=2;

i < 10;

i++) printf( "пробуем i=%d\n", i), test1(i);

} test1(i){ int j;

for(j=1;

j < 10 ;

j++ ) printf( "пробуем j=%d\n", j), test2(i,j);

} test2(i, j){ printf( "пробуем(%d,%d)\n", i, j);

if( i * j == 21 ){ printf( " Годятся (%d,%d)\n", i,j);

А. Богатырёв, 1992-96 - 202 - Си в UNIX™ longjmp(jmp, j + 1);

} } Обратите внимание, что при возврате ответа через второй аргумент longjmp мы прибавили 1, а при печати ответа мы эту единицу отняли. Это сделано на случай ответа j==0, чтобы функция setjmp не вернула бы в этом случае значение 0 (признак установки контрольной точки).

6.7.2. В чем ошибка?

#include jmp_buf jmp;

main(){ g();

longjmp(jmp,1);

} g(){ printf("Вызвана g\n");

f();

printf("Выхожу из g\n");

} f(){ static n;

printf( "Вызвана f\n");

setjmp(jmp);

printf( "Выхожу из f %d-ый раз\n", ++n);

} Ответ: longjmp делает прыжок в функцию f(), из которой уже произошел возврат управления. При переходе в тело функции в обход ее заголовка не выполняются машинные команды "пролога" функции - функция остается "неактивированной". При возврате из вызванной таким "нелегальным" путем функции возникает ошибка, и программа падает. Мораль: в функцию, которая НИКЕМ НЕ ВЫЗВАНА, нельзя передавать упра вление. Обратный прыжок - из f() в main() - был бы законен, поскольку функция main() является активной, когда управление находится в теле функции f(). Т.е. можно "прыгать" из вызванной функции в вызываю щую: из f() в main() или в g();

и из g() в main();

-- - | f | стек прыгать | g | вызовов сверху вниз | main | функций можно - это соответствует ---------- выкидыванию нескольких верхних слоев стека но нельзя наоборот: из main() в g() или f();

а также из g() в f(). Можно также совершать прыжок в пределах одной и той же функции:

f(){...

A: setjmp(jmp);

...

longjmp(jmp,...);

...

/* это как бы goto A;

*/ } 6.8. Хозяин файла, процесса, и проверка привелегий.

UNIX - многопользовательская система. Это значит, что одновременно на разных терминалах, под ключенных к машине, могут работать разные пользователи (а может и один на нескольких терминалах). На каждом терминале работает свой интерпретатор команд, являющийся потомком процесса /etc/init.

6.8.1. Теперь - про функции, позволяющие узнать некоторые данные про любого пользователя системы.

Каждый пользователь в UNIX имеет уникальный номер: идентификатор пользователя (user id), а также уни кальное имя: регистрационное имя, которое он набирает для входа в систему. Вся информация о пользова телях хранится в файле /etc/passwd. Существуют функции, позволяющие по номеру пользователя узнать регистрационное имя и наоборот, а заодно получить еще некоторую информацию из passwd:

А. Богатырёв, 1992-96 - 203 - Си в UNIX™ #include #include struct passwd *p;

int uid;

/* номер */ char *uname;

/* рег. имя */ uid = getuid();

p = getpwuid( uid );

...

p = getpwnam( uname );

Эти функции возвращают указатели на статические структуры, скрытые внутри этих функций. Структуры эти имеют поля:

p->pw_uid идентиф. пользователя (int uid);

p->pw_gid идентиф. группы пользователя;

и ряд полей типа char[] p->pw_name регистрационное имя пользователя (uname);

p->pw_dir полное имя домашнего каталога (каталога, становящегося текущим при входе в систему);

p->pw_shell интерпретатор команд (если "", то имеется в виду /bin/sh);

p->pw_comment произвольная учетная информация (не используется);

p->pw_gecos произвольная учетная информация (обычно ФИО);

p->pw_passwd зашифрованный пароль для входа в систему. Истинный пароль нигде не хранится вовсе!

Функции возвращают значение p==NULL, если указанный пользователь не существует (например, если задан неверный uid). uid хозяина данного процесса можно узнать вызовом getuid, а uid владельца файла из поля st_uid структуры, заполняемой системным вызовом stat (а идентификатор группы владельца - из поля st_gid). Задание: модифицируйте наш аналог программы ls, чтобы он выдавал в текстовом виде имя владельца каждого файла в каталоге.

6.8.2. Владелец файла может изменить своему файлу идентификаторы владельца и группы вызовом chown(char *имяФайла, int uid, int gid);

т.е. "подарить" файл другому пользователю. Забрать чужой файл себе невозможно. При этой операции биты S_ISUID и S_ISGID в кодах доступа к файлу (см. ниже) сбрасываются, поэтому создать "Троянского коня" и, сделав его хозяином суперпользователя, получить неограниченные привелегии - не удастся!

6.8.3. Каждый файл имеет своего владельца (поле di_uid в I-узле на диске или поле i_uid в копии I-узла в памяти ядра†). Каждый процесс также имеет своего владельца (поля u_uid и u_ruid в u-area). Как мы видим, процесс имеет два параметра, обозначающие владельца. Поле ruid называется "реальным иденти фикатором" пользователя, а uid - "эффективным идентификатором". При вызове exec() заменяется программа, выполняемая данным процессом:

старая программа exec новая программа ruid -->----------------->---> ruid uid -->--------*-------->---> uid (new) | выполняемый файл i_uid (st_uid) Как видно из этой схемы, реальный идентификатор хозяина процесса наследуется. Эффективный иденти фикатор обычно также наследуется, за исключением одного случая: если в кодах доступа файла (i_mode) выставлен бит S_ISUID (set-uid bit), то значение поля u_uid в новом процессе станет равно значению i_uid файла с программой:

† При открытии файла и вообще при любой операции с файлом, в таблицах ядра заводится копия I узла (для ускорения доступа, чтобы постоянно не обращаться к диску). Если I-узел в памяти будет изменен, то при закрытии файла (а также периодически через некоторые промежутки времени) эта копия будет запи сана обратно на диск. Структура I-узла в памяти - struct inode - описана в файле , а на диске - struct dinode - в файле .

А. Богатырёв, 1992-96 - 204 - Си в UNIX™ /*... во время exec... */ p_suid = u_uid;

/* спасти */ if( i_mode & S_ISUID ) u_uid = i_uid;

if( i_mode & S_ISGID ) u_gid = i_gid;

т.е. эффективным владельцем процесса станет владелец файла. Здесь gid - это идентификаторы группы владельца (которые тоже есть и у файла и у процесса, причем у процесса - реальный и эффективный).

Зачем все это надо? Во-первых затем, что ПРАВА процесса на доступ к какому-либо файлу проверя ются именно для эффективного владельца процесса. Т.е. например, если файл имеет коды доступа mode = i_mode & 0777;

/* rwx rwx rwx */ и владельца i_uid, то процесс, пытающийся открыть этот файл, будет "проэкзаменован" в таком порядке:

if( u_uid == 0 ) /* super user */ то доступ разрешен;

else if( u_uid == i_uid ) проверить коды (mode & 0700);

else if( u_gid == i_gid ) проверить коды (mode & 0070);

else проверить коды (mode & 0007);

Процесс может узнать свои параметры:

unsigned short uid = geteuid();

/* u_uid */ unsigned short ruid = getuid();

/* u_ruid */ unsigned short gid = getegid();

/* u_gid */ unsigned short rgid = getuid();

/* u_rgid */ а также установить их:

setuid(newuid);

setgid(newgid);

Рассмотрим вызов setuid. Он работает так (u_uid - относится к процессу, издавшему этот вызов):

if( u_uid == 0 /* superuser */ ) u_uid = u_ruid = p_suid = newuid;

else if( u_ruid == newuid || p_suid == newuid ) u_uid = newuid;

else неудача;

Поле p_suid позволяет set-uid-ной программе восстановить эффективного владельца, который был у нее до exec-а.

Во-вторых, все это надо для следующего случая: пусть у меня есть некоторый файл BASE с хранящи мися в нем секретными сведениями. Я являюсь владельцем этого файла и устанавливаю ему коды доступа 0600 (чтение и запись разрешены только мне). Тем не менее, я хочу дать другим пользователям возмож ность работать с этим файлом, однако контролируя их деятельность. Для этого я пишу программу, которая выполняет некоторые действия с файлом BASE, при этом проверяя законность этих действий, т.е. позволяя делать не все что попало, а лишь то, что я в ней предусмотрел, и под жестким контролем. Владельцем файла PROG, в котором хранится эта программа, также являюсь я, и я задаю этому файлу коды доступа 0711 (rwx--x--x) - всем можно выполнять эту программу. Все ли я сделал, чтобы позволить другим пользо ваться базой BASE через программу (и только нее) PROG? Нет!

Если кто-то другой запустит программу PROG, то эффективный идентификатор процесса будет равен идентификатору этого другого пользователя, и программа не сможет открыть мой файл BASE. Чтобы все работало, процесс, выполняющий программу PROG, должен работать как бы от моего имени. Для этого я должен вызовом chmod либо командой chmod u+s PROG добавить к кодам доступа файла PROG бит S_ISUID.

После этого, при запуске программы PROG, она будет получать эффективный идентификатор, равный моему идентификатору, и таким образом сможет открыть и работать с файлом BASE. Вызов getuid позво ляет выяснить, кто вызвал мою программу (и занести это в протокол, если надо).

Программы такого типа - не редкость в UNIX, если владельцем программы (файла ее содержащего) является суперпользователь. В таком случае программа, имеющая бит доступа S_ISUID работает от имени суперпользователя и может выполнять некоторые действия, запрещенные обычным пользователям. При этом программа внутри себя делает всяческие проверки и периодически спрашивает пароли, то есть при работе защищает систему от дураков и преднамеренных вредителей. Простейшим примером служит команда ps, которая считывает таблицу процессов из памяти ядра и распечатывает ее. Доступ к физиче ской памяти машины производится через файл-псевдоустройство /dev/mem, а к памяти ядра - /dev/kmem.

Чтение и запись в них позволены только суперпользователю, поэтому программы "общего пользования", А. Богатырёв, 1992-96 - 205 - Си в UNIX™ обращающиеся к этим файлам, должны иметь бит set-uid.

Откуда же изначально берутся значения uid и ruid (а также gid и rgid) у процесса? Они берутся из процесса регистрации пользователя в системе: /etc/getty. Этот процесс запускается на каждом терминале как процесс, принадлежащий суперпользователю (u_uid==0). Сначала он запрашивает имя и пароль пользо вателя:

#include /* cc -lc_s */ #include #include struct passwd *p;

char userName[80], *pass, *crpass;

extern char *getpass(), *crypt();

...

/* Не прерываться по сигналам с клавиатуры */ signal (SIGINT, SIG_IGN);

for(;

;

){ /* Запросить имя пользователя: */ printf("Login: ");

gets(userName);

/* Запросить пароль (без эха): */ pass = getpass("Password: ");

/* Проверить имя: */ if(p = getpwnam(userName)){ /* есть такой пользователь */ crpass = (p->pw_passwd[0]) ? /* если есть пароль */ crypt(pass, p->pw_passwd) : pass;

if( !strcmp( crpass, p->pw_passwd)) break;

/* верный пароль */ } printf("Login incorrect.\a\n");

} signal (SIGINT, SIG_DFL);

Затем он выполняет:

//... запись информации о входе пользователя в систему // в файлы /etc/utmp (кто работает в системе сейчас) // и /etc/wtmp (список всех входов в систему)...

setuid( p->pw_uid );

setgid( p->pw_gid );

chdir ( p->pw_dir );

/* GO HOME! */ // эти параметры будут унаследованы // интерпретатором команд.

...

// настройка некоторых переменных окружения envp:

// HOME = p->pw_dir // SHELL = p->pw_shell // PATH = нечто по умолчанию, вроде :/bin:/usr/bin // LOGNAME (USER) = p->pw_name // TERM = считывается из файла // /etc/ttytype по имени устройства av[1] // Делается это как-то подобно // char *envp[MAXENV], buffer[512];

int envc = 0;

//...

// sprintf(buffer, "HOME=%s", p->pw_dir);

// envp[envc++] = strdup(buffer);

//...

// envp[envc] = NULL;

...

// настройка кодов доступа к терминалу. Имя устройства // содержится в параметре av[1] функции main.

chown (av[1], p->pw_uid, p->pw_gid);

chmod (av[1], 0600 );

/* -rw------- */ // теперь доступ к данному терминалу имеют только // вошедший в систему пользователь и суперпользователь.

// В случае смерти интерпретатора команд, // которым заменится getty, процесс init сойдет // с системного вызова ожидания wait() и выполнит А. Богатырёв, 1992-96 - 206 - Си в UNIX™ // chown ( этот_терминал, 2 /*bin*/, 15 /*terminal*/ );

// chmod ( этот_терминал, 0600 );

// и, если терминал числится в файле описания линий // связи /etc/inittab как активный (метка respawn), то // init перезапустит на этом_терминале новый // процесс getty при помощи пары вызовов fork() и exec().

...

// запуск интерпретатора команд:

execle( *p->pw_shell ? p->pw_shell : "/bin/sh", "-", NULL, envp );

В результате он становится процессом пользователя, вошедшего в систему. Таковым же после exec-а, выполняемого getty, остается и интерпретатор команд p->pw_shell (обычно /bin/sh или /bin/csh) и все его потомки.

На самом деле, в описании регистрации пользователя при входе в систему, сознательно было допу щено упрощение. Дело в том, что все то, что мы приписали процессу getty, в действительности выполня ется двумя программами: /etc/getty и /bin/login.

Сначала процесс getty занимается настройкой параметров линии связи (т.е. терминала) в соответ ствии с ее описанием в файле /etc/gettydefs. Затем он запрашивает имя пользователя и заменяет себя (при помощи сисвызова exec) процессом login, передавая ему в качестве одного из аргументов полученное имя пользователя.

Затем login запрашивает пароль, настраивает окружение, и.т.п., то есть именно он производит все операции, приведенные выше на схеме. В конце концов он заменяет себя интерпретатором команд.

Такое разделение делается, в частности, для того, чтобы считанный пароль в случае опечатки не хра нился бы в памяти процесса getty, а уничтожался бы при очистке памяти завершившегося процесса login.

Таким образом пароль в истинном, незашифрованном виде хранится в системе минимальное время, что затрудняет его подсматривание средствами электронного или программного шпионажа. Кроме того, это позволяет изменять систему проверки паролей не изменяя программу инициализации терминала getty.

Имя, под которым пользователь вошел в систему на данном терминале, можно узнать вызовом стан дартной функции char *getlogin();

Эта функция не проверяет uid процесса, а просто извлекает запись про данный терминал из файла /etc/utmp.

Наконец отметим, что владелец файла устанавливается при создании этого файла (вызовами creat или mknod), и полагается равным эффективному идентификатору создающего процесса.

di_uid = u_uid;

di_gid = u_gid;

6.8.4. Напишите программу, узнающую у системы и распечатывающую: номер процесса, номер и имя сво его владельца, номер группы, название и тип терминала на котором она работает (из переменной окруже ния TERM).

6.9. Блокировка доступа к файлам.

В базах данных нередко встречается ситуация одновременного доступа к одним и тем же данным.

Допустим, что в некотором файле хранятся данные, которые могут читаться и записываться произвольным числом процессов.

• Допустим, что процесс A изменяет некоторую область файла, в то время как процесс B пытается про честь ту же область. Итогом такого соревнования может быть то, что процесс B прочтет неверные дан ные.

• Допустим, что процесс A изменяет некоторую область файла, в то время как процесс C также изменяет ту же самую область. В итоге эта область может содержать неверные данные (часть - от процесса A, часть - от C).

Ясно, что требуется механизм синхронизации процессов, позволяющий не пускать другой процесс (процессы) читать и/или записывать данные в указанной области. Механизмов синхронизации в UNIX существует множество: от семафоров до блокировок областей файла. О последних мы и будем тут гово рить.

Прежде всего отметим, что блокировки файла носят в UNIX необязательный характер. То есть, про грамма не использующая вызовов синхронизации, будет иметь доступ к данным без каких либо ограниче ний. Увы. Таким образом, программы, собирающиеся корректно пользоваться общими данными, должны все использовать - и при том один и тот же - механизм синхронизации: заключить между собой "джентль менское соглашение".

А. Богатырёв, 1992-96 - 207 - Си в UNIX™ 6.9.1. Блокировка устанавливается при помощи вызова flock_t lock;

fcntl(fd, operation, &lock);

Здесь operation может быть одним из трех:

F_SETLK Устанавливает или снимает замок, описываемый структурой lock. Структура flock_t имеет такие поля:

short l_type;

short l_whence;

off_t l_start;

size_t l_len;

long l_sysid;

pid_t l_pid;

l_type тип блокировки:

F_RDLCK - на чтение;

F_WRLCK - на запись;

F_UNLCK - снять все замки.

l_whence, l_start, l_len описывают сегмент файла, на который ставится замок: от точки lseek(fd,l_start,l_whence);

длиной l_len байт. Здесь l_whence может быть: SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END. l_len равное нулю означает "до конца файла". Так если все три параметра равны 0, то будет заблокирован весь файл.

F_SETLKW Устанавливает или снимает замок, описываемый структурой lock. При этом, если замок на область, пересекающуюся с указанной уже кем-то установлен, то сперва дождаться снятия этого замка.

Пытаемся | Нет Уже есть уже есть поставить | чужих замок замок замок на | замков на READ на WRITE -----------|-------------------------------------------------------------- READ | читать читать ждать;

запереть;

читать WRITE | записать ждать;

запереть;

записать ждать;

запереть;

записать UNLOCK | отпереть отпереть отпереть • Если кто-то читает сегмент файла, то другие тоже могут его читать свободно, ибо чтение не изменяет файла.

• Если же кто-то записывает файл - то все остальные должны дождаться окончания записи и разблоки ровки.

• Если кто-то читает сегмент, а другой процесс собрался изменить (записать) этот сегмент, то этот другой процесс обязан дождаться окончания чтения первым.

• В момент, обозначенный как отпереть - будятся процессы, ждущие разблокировки, и ровно один из них получает доступ (может установить свою блокировку). Порядок - кто из них будет первым - вообще говоря не определен.

F_GETLK Запрашиваем возможность установить замок, описанный в lock.

• Если мы можем установить такой замок (не заперто никем), то в структуре lock поле l_type становится равным F_UNLCK и поле l_whence равным SEEK_SET.

• Если замок уже кем-то установлен (и вызов F_SETLKW заблокировал бы наш процесс, привел бы к ожи данию), мы получаем информацию о чужом замке в структуру lock. При этом в поле l_pid заносится идентификатор процесса, создавшего этот замок, а в поле l_sysid - идентификатор машины (поскольку блокировка файлов поддерживается через сетевые файловые системы).

Замки автоматически снимаются при закрытии дескриптора файла. Замки не наследуются поро жденным процессом при вызове fork.

А. Богатырёв, 1992-96 - 208 - Си в UNIX™ #include #include #include #include #include #include char DataFile [] = "data.xxx";

char info [] = "abcdefghijklmnopqrstuvwxyz";

#define OFFSET #define SIZE #define PAUSE int trial = 1;

int fd, pid;

char buffer[120], myname[20];

void writeAccess(), readAccess();

void fcleanup(int nsig){ unlink(DataFile);

printf("cleanup:%s\n", myname);

if(nsig) exit(0);

} int main(){ int i;

fd = creat(DataFile, 0644);

write(fd, info, strlen(info));

close(fd);

signal(SIGINT, fcleanup);

sprintf(myname, fork() ? "B-%06d" : "A-%06d", pid = getpid());

srand(time(NULL)+pid);

printf("%s:started\n", myname);

fd = open(DataFile, O_RDWR|O_EXCL);

printf("%s:opened %s\n", myname, DataFile);

for(i=0;

i < 30;

i++){ if(rand()%2) readAccess();

else writeAccess();

} close(fd);

printf("%s:finished\n", myname);

wait(NULL);

fcleanup(0);

return 0;

} А. Богатырёв, 1992-96 - 209 - Си в UNIX™ void writeAccess(){ flock_t lock;

printf("Write:%s #%d\n", myname, trial);

lock.l_type = F_WRLCK;

lock.l_whence = SEEK_SET;

lock.l_start = (off_t) OFFSET;

lock.l_len = (size_t) SIZE;

if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0) perror("F_SETLKW");

printf("\twrite:%s locked\n", myname);

sprintf(buffer, "%s #%02d", myname, trial);

printf ("\twrite:%s \"%s\"\n", myname, buffer);

lseek (fd, (off_t) OFFSET, SEEK_SET);

write (fd, buffer, SIZE);

sleep (PAUSE);

lock.l_type = F_UNLCK;

if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0) perror("F_SETLKW");

printf("\twrite:%s unlocked\n", myname);

trial++;

} void readAccess(){ flock_t lock;

printf("Read:%s #%d\n", myname, trial);

lock.l_type = F_RDLCK;

lock.l_whence = SEEK_SET;

lock.l_start = (off_t) OFFSET;

lock.l_len = (size_t) SIZE;

if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0) perror("F_SETLKW");

printf("\tread:%s locked\n", myname);

lseek(fd, (off_t) OFFSET, SEEK_SET);

read (fd, buffer, SIZE);

printf("\tcontents:%s \"%*.*s\"\n", myname, SIZE, SIZE, buffer);

sleep (PAUSE);

lock.l_type = F_UNLCK;

if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0) perror("F_SETLKW");

printf("\tread:%s unlocked\n", myname);

trial++;

} Исследуя выдачу этой программы, вы можете обнаружить, что READ-области могут перекрываться;

но что никогда не перекрываются области READ и WRITE ни в какой комбинации. Если идет чтение процессом A то запись процессом B дождется разблокировки A (чтение - не будет дожидаться). Если идет запись про цессом A - то и чтение процессом B и запись процессом B дождутся разблокировки A.

А. Богатырёв, 1992-96 - 210 - Си в UNIX™ 6.9.2.

UNIX SVR4 имеет еще один интерфейс для блокировки файлов: функцию lockf.

#include int lockf(int fd, int operation, size_t size);

Операция operation:

F_ULOCK Разблокировать указанный сегмент файла (это может снимать один или несколько замков).

F_LOCK F_TLOCK Установить замок. При этом, если уже имеется чужой замок на запрашиваемую область, F_LOCK бло кирует процесс, F_TLOCK - просто выдает ошибку (функция возвращает -1, errno устанавливается в EAGAIN).

• Ожидание отпирания/запирания замка может быть прервано сигналом.

• Замок устанавливается следующим образом: от текущей позиции указателя чтения-записи в файле fd (что не похоже на fcntl, где позиция задается явно как параметр в структуре);

длиной size. Отрицатель ное значение size означает отсчет от текущей позиции к началу файла. Нулевое значение - означает "от текущей позиции до конца файла". При этом "конец файла" понимается именно как конец, а не как текущий размер файла. Если файл изменит размер, запертая область все равно будет простираться до конца файла (уже нового).

• Замки, установленные процессом, автоматически отпираются при завершении процесса.

F_TEST Проверить наличие замка. Функция возвращает 0, если замка нет;

-1 в противном случае (заперто).

Если устанавливается замок, перекрывающийся с уже установленным, то замки объединяются.

было: _############# запрошено:########## стало: _################# Если снимается замок с области, покрывающей только часть заблокированной прежде, остаток области остается как отдельный замок.

было: _################# запрошено:XXXXXXXXXX стало: _####### 6.10. Файлы устройств.

Пространство дисковой памяти может состоять из нескольких файловых систем (в дальнейшем FS), т.е. логических и/или физических дисков. Каждая файловая система имеет древовидную логическую струк туру (каталоги, подкаталоги и файлы) и имеет свой корневой каталог. Файлы в каждой FS имеют свои соб ственные I-узлы и собственную их нумерацию с 1. В начале каждой FS зарезервированы:

• блок для загрузчика - программы, вызываемой аппаратно при включении машины (загрузчик записывает с диска в память машины программу /boot, которая в свою очередь загружает в память ядро /unix);

• суперблок - блок заголовка файловой системы, хранящий размер файловой системы (в блоках), размер блока (512, 1024,...), количество I-узлов, начало списка свободных блоков, и другие сведения об FS;

• некоторая непрерывная область диска для хранения I-узлов - "I-файл".

Файловые системы объединяются в единую древовидную иерархию операцией монтирования - подключе ния корня файловой системы к какому-то из каталогов-"листьев" дерева другой FS.

Файлы в объединенной иерархии адресуются при помощи двух способов:

• имен, задающих путь в дереве каталогов:

/usr/abs/bin/hackIt bin/hackIt./../bin/vi (этот способ предназначен для программ, пользующихся файлами, а также пользователей);

А. Богатырёв, 1992-96 - 211 - Си в UNIX™ • внутренних адресов, используемых программами ядра и некоторыми системными программами.

Поскольку в каждой FS имеется собственная нумерация I-узлов, то файл в объединенной иерархии должен адресоваться ДВУМЯ параметрами:

• номером (кодом) устройства, содержащего файловую систему, в которой находится искомый файл:

dev_t i_dev;

• номером I-узла файла в этой файловой системе: ino_t i_number;

Преобразование имени файла в объединенной файловой иерархии в такую адресную пару выполняет в ядре уже упоминавшаяся выше функция namei (при помощи просмотра каталогов):

struct inode *ip = namei(...);

Создаваемая ею копия I-узла в памяти ядра содержит поля i_dev и i_number (которые на самом диске не хранятся!).

Рассмотрим некоторые алгоритмы работы ядра с файлами. Ниже они приведены чисто схематично и в сильном упрощении. Форматы вызова (и оформление) функций не соответствуют форматам, используе мым на самом деле в ядре;

верны лишь названия функций. Опущены проверки на корректность, подсчет ссылок на структуры file и inode, блокировка I-узлов и кэш-буферов от одновременного доступа, и многое другое.

Пусть мы хотим открыть файл для чтения и прочитать из него некоторую информацию. Вызовы откры тия и закрытия файла имеют схему (часть ее будет объяснена позже):

#include #include #include int fd_read = open(имяФайла, O_RDONLY){ int fd;

struct inode *ip;

struct file *fp;

dev_t dev;

u_error = 0;

/* errno в программе */ // Найти файл по имени. Создается копия I-узла в памяти:

ip = namei(имяФайла, LOOKUP);

// namei может выдать ошибку, если нет такого файла if(u_error) return(-1);

// ошибка // Выделяется структура "открытый файл":

fp = falloc(ip, FREAD);

// fp->f_flag = FREAD;

открыт на чтение // fp->f_offset = 0;

RWptr // fp->f_inode = ip;

ссылка на I-узел // Выделить новый дескриптор for(fd=0;

fd < NOFILE;

fd++) if(u_ofile[fd] == NULL ) // свободен goto done;

u_error = EMFILE;

return (-1);

done:

u_ofile[fd] = fp;

// Если это устройство - инициализировать его.

// Это функция openi(ip, fp->f_flag);

dev = ip->i_rdev;

if((ip->i_mode & IFMT) == IFCHR) (*cdevsw[major(dev)].d_open)(minor(dev),fp->f_flag);

else if((ip->i_mode & IFMT) == IFBLK) (*bdevsw[major(dev)].d_open)(minor(dev),fp->f_flag);

return fd;

// через u_rval } close(fd){ struct file *fp = u_ofile[fd];

struct inode *ip = fp->f_inode;

dev_t dev = ip->i_rdev;

if((ip->i_mode & IFMT) == IFCHR) А. Богатырёв, 1992-96 - 212 - Си в UNIX™ (*cdevsw[major(dev)].d_close)(minor(dev),fp->f_flag);

else if((ip->i_mode & IFMT) == IFBLK) (*bdevsw[major(dev)].d_close)(minor(dev),fp->f_flag);

u_ofile[fd] = NULL;

// и удалить ненужные структуры из ядра.

} Теперь рассмотрим функцию преобразования логических блоков файла в номера физических блоков в фай ловой системе. Для этого преобразования в I-узле файла содержится таблица адресов блоков. Она устро ена довольно сложно - ее начало находится в узле, а продолжение - в нескольких блоках в самой файловой системе (устройство это можно увидеть в примере "Фрагментированность файловой системы" в приложе нии). Мы для простоты будем предполагать, что это просто линейный массив i_addr[], в котором n-ому логическому блоку файла отвечает bno-тый физический блок файловой системы:

bno = ip->i_addr[n];

Если файл является интерфейсом устройства, то этот файл не хранит информации в логической файловой системе. Поэтому у устройств нет таблицы адресов блоков. Вместо этого, поле i_addr[0] используется для хранения кода устройства, к которому приводит этот специальный файл. Это поле носит название i_rdev, т.е. как бы сделано #define i_rdev i_addr[0] (на самом деле используется union). Устройства бывают байто-ориентированные, обмен с которыми произ водится по одному байту (как с терминалом или с коммуникационным портом);

и блочно-ориентированные, обмен с которыми возможен только большими порциями - блоками (пример - диск). То, что файл является устройством, помечено в поле тип файла ip->i_mode & IFMT одним из значений: IFCHR - байтовое;

или IFBLK - блочное. Алгоритм вычисления номера блока:

ushort u_pboff;

// смещение от начала блока ushort u_pbsize;

// сколько байт надо использовать // ushort - это unsigned short, смотри // daddr_t - это long (disk address) daddr_t bmap(struct inode *ip, off_t offset, unsigned count){ int sz, rem;

// вычислить логический номер блока по позиции RWptr.

// BSIZE - это размер блока файловой системы, // эта константа определена в daddr_t bno = offset / BSIZE;

// если BSIZE == 1 Кб, то можно offset >> u_pboff = offset % BSIZE;

// это можно записать как offset & sz = BSIZE - u_pboff;

// столько байт надо взять из этого блока, // начиная с позиции u_pboff.

if(count < sz) sz = count;

u_pbsize = sz;

Если файл представляет собой устройство, то трансляция логических блоков в физические не производится - устройство представляет собой "сырой" диск без файлов и каталогов, т.е. обращение происходит сразу по физическому номеру блока:

if((ip->i_mode & IFMT) == IFBLK) // block device return bno;

// raw disk // иначе провести пересчет:

rem = ip->i_size /*длина файла*/ - offset;

// это остаток файла.

if( rem < 0 ) rem = 0;

// файл короче, чем заказано нами:

if( rem < sz ) sz = rem;

if((u_pbsize = sz) == 0) return (-1);

// EOF А. Богатырёв, 1992-96 - 213 - Си в UNIX™ // и, собственно, замена логич. номера на физич.

return ip->i_addr[bno];

} Теперь рассмотрим алгоритм read. Параметры, начинающиеся с u_..., на самом деле передаются как стати ческие через вспомогательные переменные в u-area процесса.

read(int fd, char *u_base, unsigned u_count){ unsigned srccount = u_count;

struct file *fp = u_ofile[fd];

struct inode *ip = fp->f_inode;

struct buf *bp;

daddr_t bno;

// очередной блок файла // dev - устройство, // интерфейсом которого является файл-устройство, // или на котором расположен обычный файл.

dev_t dev = (ip->i_mode & (IFCHR|IFBLK)) ?

ip->i_rdev : ip->i_dev;

switch( ip->i_mode & IFMT ){ case IFCHR: // байто-ориентированное устройство (*cdevsw[major(dev)].d_read)(minor(dev));

// прочие параметры передаются через u-area break;

case IFREG: // обычный файл case IFDIR: // каталог case IFBLK: // блочно-ориентированное устройство do{ bno = bmap(ip, fp->f_offset /*RWptr*/, u_count);

if(u_pbsize==0 || (long)bno < 0) break;

// EOF bp = bread(dev, bno);

// block read iomove(bp->b_addr + u_pboff, u_pbsize, B_READ);

Функция iomove копирует данные bp->b_addr[ u_pboff..u_pboff+u_pbsize-1 ] из адресного пространства ядра (из буфера в ядре) в адресное пространство процесса по адресам u_base[ 0..u_pbsize-1 ] то есть пересылает u_pbsize байт между ядром и процессом (u_base попадает в iomove через статическую переменную). При записи вызовом write(), iomove с флагом B_WRITE производит обратное копирование из памяти процесса в память ядра. Продолжим:

// продвинуть счетчики и указатели:

u_count -= u_pbsize;

u_base += u_pbsize;

fp->f_offset += u_pbsize;

// RWptr } while( u_count != 0 );

break;

...

return( srccount - u_count );

} // end read Теперь обсудим некоторые места этого алгоритма. Сначала посмотрим, как происходит обращение к бай товому устройству. Вместо адресов блоков мы получаем код устройства i_rdev. Коды устройств в UNIX (тип dev_t) представляют собой пару двух чисел, называемых мажор и минор, хранимых в старшем и млад шем байтах кода устройства:

#define major(dev) ((dev >> 8) & 0x7F) #define minor(dev) ( dev & 0xFF) Мажор обозначает тип устройства (диск, терминал, и.т.п.) и приводит к одному из драйверов (если у нас есть 8 терминалов, то их обслуживает один и тот же драйвер);

а минор обозначает номер устройства дан ного типа (... каждый из терминалов имеет миноры 0..7). Миноры обычно служат индексами в некоторой таблице структур внутри выбранного драйвера. Мажор же служит индексом в переключательной таблице устройств. При этом блочно-ориентированные устройства выбираются в одной таблице - bdevsw[], а А. Богатырёв, 1992-96 - 214 - Си в UNIX™ байто-ориентированные - в другой - cdevsw[] (см. ;

имена таблиц означают block/character device switch). Каждая строка таблицы содержит адреса функций, выполняющих некоторые предопределен ные операции способом, зависимым от устройства. Сами эти функции реализованы в драйверах устройств.

Аргументом для этих функций обычно служит минор устройства, к которому производится обращение.

Функция в драйвере использует этот минор как индекс для выбора конкретного экземпляра устройства дан ного типа;

как индекс в массиве управляющих структур (содержащих текущее состояние, режимы работы, адреса функций прерываний, адреса очередей данных и.т.п. каждого конкретного устройства) для данного типа устройств. Эти управляющие структуры различны для разных типов устройств (и их драйверов).

Каждая строка переключательной таблицы содержит адреса функций, выполняющих операции open, close, read, write, ioctl, select. open служит для инициализации устройства при первом его открытии (++ip->i_count==1) - например, для включения мотора;

close - для выключения при последнем закрытии (--ip->i_count==0). У блочных устройств поля для read и write объединены в функцию strategy, вызывае мую с параметром B_READ или B_WRITE. Вызов ioctl предназначен для управления параметрами работы устройства. Операция select - для опроса: есть ли поступившие в устройство данные (например, есть ли в clist-е ввода с клавиатуры байты? см. главу "Экранные библиотеки"). Вызов select применим только к некоторым байтоориентированным устройствам и сетевым портам (socket-ам). Если данное устройство не умеет выполнять такую операцию, то есть запрос к этой операции должен вернуть в программу ошибку (например, операция read неприменима к принтеру), то в переключательной таблице содержится специаль ное имя функции nodev;

если же операция допустима, но является фиктивной (как write для /dev/null) имя nulldev. Обе эти функции-заглушки представляют собой "пустышки": {}.

Теперь обратимся к блочно-ориентированным устройствам. UNIX использует внутри ядра дополни тельную буферизацию при обменах с такими устройствами†. Использованная нами выше функция bp=bread(dev,bno);

производит чтение физического блока номер bno с устройства dev. Эта операция обра щается к драйверу конкретного устройства и вызывает чтение блока в некоторую область памяти в ядре ОС: в один из кэш-буферов (cache, "запасать"). Заголовки кэш-буферов (struct buf) организованы в список и имеют поля (см. файл ):

b_dev код устройства, с которого прочитан блок;

b_blkno номер физического блока, хранящегося в буфере в данный момент;

b_flags флаги блока (см. ниже);

b_addr адрес участка памяти (как правило в самом ядре), в котором собственно и хранится содержимое блока.

Буферизация блоков позволяет системе экономить число обращений к диску. При обращении к bread() сначала происходит поиск блока (dev,bno) в таблице кэш-буферов. Если блок уже был ранее прочитан в кэш, то обращения к диску не происходит, поскольку копия содержимого дискового блока уже есть в памяти ядра. Если же блока еще нет в кэш-буферах, то в ядре выделяется чистый буфер, в заголовке ему пропи сываются нужные значения полей b_dev и b_blkno, и блок считывается в буфер с диска вызовом функции bp->b_flags |= B_READ;

// род работы: прочитать (*bdevsw[major(dev)].d_startegy)(bp);

// bno и минор - берутся из полей *bp из драйвера конкретного устройства.

Когда мы что-то изменяем в файле вызовом write(), то изменения на самом деле происходят в кэш буферах в памяти ядра, а не сразу на диске. При записи в блок буфер помечается как измененный:

b_flags |= B_DELWRI;

// отложенная запись и на диск немедленно не записывается. Измененные буфера физически записываются на диск в таких слу чаях:

• Был сделан системный вызов sync();

• Ядру не хватает кэш-буферов (их число ограничено). Тогда самый старый буфер (к которому дольше всего не было обращений) записывается на диск и после этого используется для другого блока.

• Файловая система была отмонтирована вызовом umount;

† Следует отличать эту системную буферизацию от буферизации при помощи библиотеки stdio. Би блиотека создает буфер в самом процессе, тогда как системные вызовы имеют буфера внутри ядра.

А. Богатырёв, 1992-96 - 215 - Си в UNIX™ Понятно, что не измененные блоки обратно на диск из буферов не записываются (т.к. на диске и так содер жатся те же самые данные). Даже если файл уже закрыт close, его блоки могут быть еще не записаны на диск - запись произойдет лишь при вызове sync. Это означает, что измененные блоки записываются на диск "массированно" - по многу блоков, но не очень часто, что позволяет оптимизировать и саму запись на диск: сортировкой блоков можно достичь минимизации перемещения магнитных головок над диском.

Отслеживание самых "старых" буферов происходит за счет реорганизации списка заголовков кэш буферов. В большом упрощении это можно представить так: как только к блоку происходит обращение, соответствующий заголовок переставляется в начало списка. В итоге самый "пассивный" блок оказывается в хвосте - он то и переиспользуется при нужде.

"Подвисание" файлов в памяти ядра значительно ускоряет работу программ, т.к. работа с памятью гораздо быстрее, чем с диском. Если блок надо считать/записать, а он уже есть в кэше, то реального обра щения к диску не происходит. Зато, если случится сбой питания (или кто-то неаккуратно выключит машину), а некоторые буфера еще не были сброшены на диск - то часть изменений в файлах будет поте ряна. Для принудительной записи всех измененных кэш-буферов на диск существует сисвызов "синхрони зации" содержимого дисков и памяти sync();

// synchronize Вызов sync делается раз в 30 секунд специальным служебным процессом /etc/update, запускаемым при загрузке системы. Для работы с файлами, которые должны гарантированно быть корректными на диске, используется открытие файла fd = open( имя, O_RDWR | O_SYNC);

которое означает, что при каждом write блок из кэш-буфера немедленно записывается на диск. Это делает работу надежнее, но существенно медленнее.

Специальные файлы устройств не могут быть созданы вызовом creat, создающим только обычные файлы. Файлы устройств создаются вызовом mknod:

#include dev_t dev = makedev(major, minor);

/* (major << 8) | minor */ mknod( имяФайла, кодыДоступа|тип, dev);

где dev - пара (мажор,минор) создаваемого устройства;

кодыДоступа - коды доступа к файлу (0777)‡;

тип это одна из констант S_IFIFO, S_IFCHR, S_IFBLK из include-файла .

mknod доступен для выполнения только суперпользователю (за исключением случая S_IFIFO). Если бы это было не так, то можно было бы создать файл устройства, связанный с существующим диском, и читать информацию с него напрямую, в обход механизмов логической файловой системы и защиты файлов кодами доступа.

Можно создать файл устройства с мажором и/или минором, не отвечающим никакому реальному устройству (нет такого драйвера или минор слишком велик). Открытие таких устройств выдает код ошибки ENODEV.

Из нашей программы мы можем вызовом stat() узнать код устройства, на котором расположен файл.

Он будет содержаться в поле dev_t st_dev;

а если файл является специальным файлом (интерфейсом драй вера устройства), то код самого этого устройства можно узнать из поля dev_t st_rdev;

Рассмотрим пример, который выясняет, относятся ли два имени к одному и тому же файлу:

#include #include void main(ac, av) char *av[];

{ struct stat st1, st2;

int eq;

if(ac != 3) exit(13);

stat(av[1], &st1);

stat(av[2], &st2);

if(eq = (st1.st_ino == st2.st_ino && /* номера I-узлов */ st1.st_dev == st2.st_dev)) /* коды устройств */ printf("%s и %s - два имени одного файла\n",av[1],av[2]);

exit( !eq );

} Наконец, вернемся к склейке нескольких файловых систем в одну объединенную иерархию:

‡ Обычно к блочным устройствам (дискам) доступ разрешается только суперпользователю, в против ном случае можно прочитать с "сырого" диска (в обход механизмов файловой системы) физические блоки любого файла и весь механизм защиты окажется неработающим.

А. Богатырёв, 1992-96 - 216 - Си в UNIX™ ino= *------ корневая файловая система / \ /\ на диске /dev/hd / /\ /\ \ *-/mnt/hd :

* ino=2 FS на диске /dev/hd / \ (removable FS) /\ \ Для того, чтобы поместить корневой каталог файловой системы, находящейся на диске /dev/hd1, вместо каталога /mnt/hd1 уже "собранной" файловой системы, мы должны издать сисвызов mount("/dev/hd1", "/mnt/hd1", 0);

Для отключения смонтированной файловой системы мы должны вызвать umount("/dev/hd1");

(каталог, к которому она смонтирована, уже числится в таблице ядра, поэтому его задавать не надо). При монтировании все содержимое каталога /mnt/hd1 станет недоступным, зато при обращении к имени /mnt/hd1 мы на самом деле доберемся до (безымянного) корневого каталога на диске /dev/hd1. Такой каталог носит название mount point и может быть выявлен по тому признаку, что "." и ".." в нем лежат на разных устройствах:

struct stat st1, st2;

stat("/mnt/hd1/.", &st1);

stat("/mnt/hd1/..", &st2);

if( st1.st_dev != st2.st_dev)... ;

/*mount point*/ Для st1 поле st_dev означает код устройства /dev/hd1, а для st2 - устройства, содержащего корневую фай ловую систему. Операции монтирования и отмонтирования файловых систем доступны только суперполь зователю.

И напоследок - сравнение структур I-узла.

на диске в памяти в вызове stat struct dinode struct inode struct stat // коды доступа и тип файла ushort di_mode i_mode st_mode // число имен файла short di_nlink i_nlink st_nlink // номер I-узла ushort --- i_number st_ino // идентификатор владельца ushort di_uid i_uid st_uid // идентификатор группы владельца ushort di_gid i_gid st_gid // размер файла в байтах off_t di_size i_size st_size // время создания time_t di_ctime i_ctime st_ctime // время последнего изменения (write) time_t di_mtime i_mtime st_mtime // время последнего доступа (read/write) time_t di_atime i_atime st_atime // устройство, на котором расположен файл dev_t --- i_dev st_dev // устройство, к которому приводит спец.файл dev_t --- i_rdev st_rdev // адреса блоков char di_addr[39] i_addr[] // счетчик ссылок на структуру в ядре cnt_t i_count // и кое-что еще Минусы означают, что данное поле не хранится на диске, а вычисляется ядром. В современных версиях UNIX могут быть легкие отличия от вышенаписанной таблицы.

А. Богатырёв, 1992-96 - 217 - Си в UNIX™ 6.10.1. Напишите программу pwd, определяющую полное имя текущего рабочего каталога. #define U определяет файловую систему с длинными именами, отсутствие этого флага - с короткими (14 символов).

/* Команда pwd.

* Текст getwd() взят из исходных текстов библиотеки языка Си.

*/ #include #include #include #include #include #define ediag(e,r) (e) /* * getwd() возвращает полное имя текущего рабочего каталога.

* При ошибке возвращается NULL, а в pathname копируется сообщение * об ошибке.

*/ #ifndef MAXPATHLEN #define MAXPATHLEN #endif #define CURDIR "." /* имя текущего каталога */ #define PARENTDIR ".." /* имя родительского каталога */ #define PATHSEP "/" /* разделитель компонент пути */ #define ROOTDIR "/" /* корневой каталог */ #define GETWDERR(s) strcpy(pathname, (s));

#define CP(to,from) strncpy(to,from.d_name,DIRSIZ),to[DIRSIZ]='\0' char *strcpy(char *, char *);

char *strncpy(char *, char *, int);

char *getwd(char *pathname);

static char *prepend(char *dirname, char *pathname);

static int pathsize;

/* длина имени */ #ifndef U char *getwd(char *pathname) { char pathbuf[MAXPATHLEN];

/* temporary pathname buffer */ char *pnptr = &pathbuf[(sizeof pathbuf)-1];

/* pathname pointer */ dev_t rdev;

/* root device number */ int fil = (-1);

/* directory file descriptor */ ino_t rino;

/* root inode number */ struct direct dir;

/* directory entry struct */ struct stat d,dd;

/* file status struct */ /* d - "." dd - ".." | dname */ char dname[DIRSIZ+1];

/* an directory entry */ pathsize = 0;

*pnptr = '\0';

if (stat(ROOTDIR, &d) < 0) { GETWDERR(ediag("getwd: can't stat /", "getwd: нельзя выполнить stat /"));

return (NULL);

} rdev = d.st_dev;

/* код устройства, на котором размещен корень */ rino = d.st_ino;

/* номер I-узла, представляющего корневой каталог */ А. Богатырёв, 1992-96 - 218 - Си в UNIX™ for (;

;

) { if (stat(CURDIR, &d) < 0) { CantStat:

GETWDERR(ediag("getwd: can't stat.", "getwd: нельзя выполнить stat."));

goto fail;

} if (d.st_ino == rino && d.st_dev == rdev) break;

/* достигли корневого каталога */ if ((fil = open(PARENTDIR, O_RDONLY)) < 0) { GETWDERR(ediag("getwd: can't open..", "getwd: нельзя открыть.."));

goto fail;

} if (chdir(PARENTDIR) < 0) { GETWDERR(ediag("getwd: can't chdir to..", "getwd: нельзя перейти в.."));

goto fail;

} if (fstat(fil, &dd) < 0) goto CantStat;

if (d.st_dev == dd.st_dev) { /* то же устройство */ if (d.st_ino == dd.st_ino) { /* достигли корня ".." == "." */ close(fil);

break;

} do { if (read(fil, (char *) &dir, sizeof(dir)) < sizeof(dir) ){ ReadErr:

close(fil);

GETWDERR(ediag("getwd: read error in..", "getwd: ошибка чтения.."));

goto fail;

} } while (dir.d_ino != d.st_ino);

CP(dname,dir);

} else /* ".." находится на другом диске: mount point */ do { if (read(fil, (char *) &dir, sizeof(dir)) < sizeof(dir)) goto ReadErr;

if( dir.d_ino == 0 ) /* файл стерт */ continue;

CP(dname,dir);

if (stat(dname, &dd) < 0) { sprintf (pathname, "getwd: %s %s", ediag ("can't stat", "нельзя выполнить stat"), dname);

goto fail;

} } while(dd.st_ino != d.st_ino || dd.st_dev != d.st_dev);

close(fil);

pnptr = prepend(PATHSEP, prepend(dname, pnptr));

} А. Богатырёв, 1992-96 - 219 - Си в UNIX™ if (*pnptr == '\0') /* текущий каталог == корневому */ strcpy(pathname, ROOTDIR);

else { strcpy(pathname, pnptr);

if (chdir(pnptr) < 0) { GETWDERR(ediag("getwd: can't change back to.", "getwd: нельзя вернуться в."));

return (NULL);

} } return (pathname);

fail:

close(fil);

chdir(prepend(CURDIR, pnptr));

return (NULL);

} #else /* U42 */ extern char *strcpy ();

extern DIR *opendir();

char *getwd (char *pathname) { char pathbuf[MAXPATHLEN];

/* temporary pathname buffer */ char *pnptr = &pathbuf[(sizeof pathbuf) - 1];

/* pathname pointer */ char *prepend ();

/* prepend dirname to pathname */ dev_t rdev;

Pages:     | 1 |   ...   | 2 | 3 || 5 | 6 |



© 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.