Linux进程的创建函数fork()及其fork内核实现解析【转】

转自:http://www.cnblogs.com/zengyiwen/p/5755193.html

进程的创建之fork()
Linux系统下,进程可以调用fork函数来创建新的进程。调用进程为父进程,被创建的进程为子进程。
fork函数的接口定义如下:
  1. #include <unistd.h>
  2. pid_t fork(void);
与普通函数不同,fork函数会返回两次。一般说来,创建两个完全相同的进程并没有太多的价值。大部分情况下,父子进程会执行不同的代码分支。fork函数的返回值就成了区分父子进程的关键。fork函数向子进程返回0,并将子进程的进程ID返给父进程。当然了,如果fork失败,该函数则返回-1,并设置errno。
 
从2.6.24起,Linux采用完全公平调度(Completely Fair Scheduler,CFS)。用户创建的普通进程,都采用CFS调度策略。对于CFS调度策略,procfs提供了如下控制选项:
  1. /proc/sys/kernel/sched_child_runs_first
该值默认是0,表示父进程优先获得调度。如果将该值改成1,那么子进程会优先获得调度。
 
fork之后父子进程的内存关系
fork之后的子进程完全拷贝了父进程的地址空间,包括栈、堆、代码段等。通过下面的示例代码,我们一起来查看父子进程的内存关系:
  1. #include <stdio.h>
  2. #include <stdlib.h>
  3. #include <unistd.h>
  4. #include <string.h>
  5. #include <errno.h>
  6. #include <sys/types.h>
  7. #include <wait.h>
  8. int g_int = 1;//数据段的全局变量
  9. int main()
  10. {
  11. int local_int = 1;//栈上的局部变量
  12. int *malloc_int = malloc(sizeof(int));//通过malloc动态分配在堆上的变量
  13. *malloc_int = 1;
  14. pid_t pid = fork();
  15. if(pid == 0) /*子进程*/
  16. {
  17. local_int = 0;
  18. g_int = 0;
  19. *malloc_int = 0;
  20. fprintf(stderr,"[CHILD ] child change local global malloc value to 0\n");
  21. free(malloc_int);
  22. sleep(10);
  23. fprintf(stderr,"[CHILD ] child exit\n");
  24. exit(0);
  25. }
  26. else if(pid < 0)
  27. {
  28. printf("fork failed (%s)",strerror(errno));
  29. return 1;
  30. }
  31. fprintf(stderr,"[PARENT] wait child exit\n");
  32. waitpid(pid,NULL,0);
  33. fprintf(stderr,"[PARENT] child have exit\n");
  34. printf("[PARENT] g_int = %d\n",g_int);
  35. printf("[PARENT] local_int = %d\n",local_int);
  36. printf("[PARENT] malloc_int = %d\n",local_int);
  37. free(malloc_int);
  38. return 0;
  39. }
这里刻意定义了三个变量,一个是位于数据段的全局变量,一个是位于栈上的局部变量,还有一个是通过malloc动态分配位于堆上的变量,三者的初始值都是1。然后调用fork创建子进程,子进程将三个变量的值都改成了0。
按照fork的语义,子进程完全拷贝了父进程的数据段、栈和堆上的内存,如果父子进程对相应的数据进行修改,那么两个进程是并行不悖、互不影响的。因此,在上面示例代码中,尽管子进程将三个变量的值都改成了0,对父进程而言这三个值都没有变化,仍然是1,代码的输出也证实了这一点。
  1. [PARENT] wait child exit
  2. [CHILD ] child change local global malloc value to 0
  3. [CHILD ] child exit
  4. [PARENT] child have exit
  5. [PARENT] g_int = 1
  6. [PARENT] local_int = 1
  7. [PARENT] malloc_int = 1
 
前文提到过,子进程和父进程执行一模一样的代码的情形比较少见。Linux提供了execve系统调用,构建在该系统调用之上,glibc提供了exec系列函数。这个系列函数会丢弃现存的程序代码段,并构建新的数据段、栈及堆。调用fork之后,子进程几乎总是通过调用exec系列函数,来执行新的程序。
在这种背景下,fork时子进程完全拷贝父进程的数据段、栈和堆的做法是不明智的,因为接下来的exec系列函数会毫不留情地抛弃刚刚辛苦拷贝的内存。为了解决这个问题,Linux引入了写时拷贝(copy-on-write)的技术。
写时拷贝是指子进程的页表项指向与父进程相同的物理内存页,这样只拷贝父进程的页表项就可以了,当然要把这些页面标记成只读(如图4-4所示)。如果父子进程都不修改内存的内容,大家便相安无事,共用一份物理内存页。但是一旦父子进程中有任何一方尝试修改,就会引发缺页异常(page fault)。此时,内核会尝试为该页面创建一个新的物理页面,并将内容真正地复制到新的物理页面中,让父子进程真正地各自拥有自己的物理内存页,然后将页表中相应的表项标记为可写。
Linux进程的创建函数fork()及其fork内核实现解析【转】
从上面的描述可以看出,对于没有修改的页面,内核并没有真正地复制物理内存页,仅仅是复制了父进程的页表。这种机制的引入提升了fork的性能,从而使内核可以快速地创建一个新的进程。
查看下copy_one_pte函数中有如下代码:
  1. /*如果是写时拷贝, 那么无论是初始页表, 还是拷贝的页表, 都设置了写保护
  2. *后面无论父子进程, 修改页表对应位置的内存时, 都会触发page fault
  3. */
  4. if (is_cow_mapping(vm_flags)) {
  5. ptep_set_wrprotect(src_mm, addr, src_pte);//设置为写保护
  6. pte = pte_wrprotect(pte);
  7. }
该代码将页表设置成写保护,父子进程中任意一个进程尝试修改写保护的页面时,都会引发缺页中断,内核会走向do_wp_page函数,该函数会负责创建副本,即真正的拷贝。
写时拷贝技术极大地提升了fork的性能,在一定程度上让vfork成为了鸡肋。
 
 
父子进程共用了一套文件偏移量
文件描述符还有一个文件描述符标志(file descriptor flag)。目前只定义了一个标志位:FD_CLOSEXEC,这是close_on_exec标志位。细心阅读open函数手册也会发现,open函数也有一个类似的标志位,即O_CLOSEXEC,该标志位也是用于设置文件描述符标志的。
那么这个标志位到底有什么作用呢?如果文件描述符中将这个标志位置位,那么调用exec时会自动关闭对应的文件。
可是为什么需要这个标志位呢?主要是出于安全的考虑。
对于fork之后子进程执行exec这种场景,如果子进程可以操作父进程打开的文件,就会带来严重的安全隐患。一般来讲,调用exec的子进程时,因为它.会另起炉灶,因此父进程打开的文件描述符也应该一并关闭,但事实上内核并没有主动这样做。试想如下场景,Webserver首先以root权限启动,打开只有拥有root权限才能打开的端口和日志等文件,再降到普通用户,fork出一些worker进程,在进程中进行解析脚本、写日志、输出结果等操作。由于子进程完全可以操作父进程打开的文件,因此子进程中的脚本只要继续操作这些文件描述符,就能越权操作root用户才能操作的文件。
为了解决这个问题,Linux引入了close on exec机制。设置了FD_CLOSEXEC标志位的文件,在子进程调用exec家族函数时会将相应的文件关闭。而设置该标志位的方法有两种:
·open时,带上O_CLOSEXEC标志位。
·open时如果未设置,那就在后面调用fcntl函数的F_SETFD操作来设置。
建议使用第一种方法。原因是第二种方法在某些时序条件下并不那么绝对的安全。考虑图4-7的场景:Thread 1还没来得及将FD_CLOSEXEC置位,由于Thread 2已经执行过fork,这时候fork出来的子进程就不会关闭相应的文件。尽管Thread1后来调用了fcntl的F_SETFD操作,但是为时已晚,文件已经泄露了。
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注意 图4-7中,多线程程序执行了fork,仅仅是为了示意,实际中并不鼓励这种做法。正相反,这种做法是十分危险的。多线程程序不应该调用fork来创建子进程,第8章会分析具体原因。
前面提到,执行fork时,子进程会获取父进程所有文件描述符的副本,但是测试结果表明,父子进程共享了文件的很多属性。这到底是怎么回事?让我们深入内核一探究竟。
 在内核的进程描述符task_struct结构体中,与打开文件相关的变量如下所示:
  1. struct task_struct {
  2. ...struct files_struct *files;...
  3. }
调用fork时,内核会在copy_files函数中处理拷贝父进程打开的文件的相关事宜:
  1. static int copy_files(unsigned long clone_flags,
  2. struct task_struct *tsk)
  3. {
  4. struct files_struct *oldf, *newf;
  5. int error = 0;
  6. oldf = current->files;//获取父进程的文件结构体
  7. if (!oldf)
  8. goto out;
  9. /*创建线程和vfork, 都不用复制父进程的文件描述符, 增加引用计数即可*/
  10. if (clone_flags & CLONE_FILES) {
  11. atomic_inc(&oldf->count);
  12. goto out;
  13. }
  14. /*对于fork而言, 需要复制父进程的文件描述符*/
  15. newf = dup_fd(oldf, &error); //复制一份文件描述符
  16. if (!newf)
  17. goto out;
  18. tsk->files = newf;
  19. error = 0;
  20. out:
  21. return error;
  22. }
CLONE_FILES标志位用来控制是否共享父进程的文件描述符。如果该标志位置位,则表示不必费劲复制一份父进程的文件描述符了,增加引用计数,直接共用一份就可以了。对于vfork函数和创建线程的pthread_create函数来说都是如此。但是fork函数却不同,调用fork函数时,该标志位为0,表示需要为子进程拷贝一份父进程的文件描述符。文件描述符的拷贝是通过内核的dup_fd函数来完成的。
  1. struct files_struct *dup_fd(struct files_struct *oldf,
  2. int *errorp)
  3. {
  4. struct files_struct *newf;
  5. struct file **old_fds, **new_fds;
  6. int open_files, size, i;
  7. struct fdtable *old_fdt, *new_fdt;
  8. *errorp = -ENOMEM;
  9. newf = kmem_cache_alloc(files_cachep, GFP_KERNEL);
  10. if (!newf)
  11. goto out;
dup_fd函数首先会给子进程分配一个file_struct结构体,然后做一些赋值操作。这个结构体是进程描述符中与打开文件相关的数据结构,每一个打开的文件都会记录在该结构体中。其定义代码如下:
  1. struct files_struct {
  2. atomic_t count;
  3. struct fdtable __rcu *fdt;
  4. struct fdtable fdtab;
  5. spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
  6. int next_fd;
  7. struct embedded_fd_set close_on_exec_init;
  8. struct embedded_fd_set open_fds_init;
  9. struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
  10. };
  11. struct fdtable //文件描述符表
  12. {
  13. unsigned int max_fds;
  14. struct file __rcu **fd; /* current fd array */
  15. fd_set *close_on_exec;
  16. fd_set *open_fds;
  17. struct rcu_head rcu;
  18. struct fdtable *next;
  19. };
  20. struct embedded_fd_set {
  21. unsigned long fds_bits[1];
  22. };
初看之下struct fdtable的内容与struct files_struct的内容有颇多重复之处,包括close_on_exec文件描述符位图、打开文件描述符位图及file指针数组等,但事实上并非如此。struct files_struct中的成员是相应数据结构的实例,而struct fdtable中的成员是相应的指针。
Linux系统假设大多数的进程打开的文件不会太多。于是Linux选择了一个long类型的位数(32位系统下为32位,64位系统下为64位)作为经验值。
以64位系统为例,file_struct结构体自带了可以容纳64个struct

file类型指针的数组fd_array,也自带了两个大小为64的位图,其中open_fds_init位图用于记录文件的打开情况,close_on_exec_init位图用于记录文件描述符的FD_CLOSEXCE标志位是否置位。只要进程打开的文件个数小于64,file_struct结构体自带的指针数组和两个位图就足以满足需要。因此在分配了file_struct结构体后,内核会初始化file_struct自带的fdtable,代码如下所示:

  1. atomic_set(&newf->count, 1);
  2. spin_lock_init(&newf->file_lock);
  3. newf->next_fd = 0;
  4. new_fdt = &newf->fdtab;
  5. new_fdt->max_fds = NR_OPEN_DEFAULT;
  6. new_fdt->close_on_exec = (fd_set *)&newf->close_on_exec_init;
  7. new_fdt->open_fds = (fd_set *)&newf->open_fds_init;
  8. new_fdt->fd = &newf->fd_array[0];
  9. new_fdt->next = NULL;
初始化之后,子进程的file_struct的情况如图4-8所示。注意,此时file_struct结构体中的fdt指针并未指向file_struct自带的struct fdtable类型的fdtab变量。原因很简单,因为此时内核还没有检查父进程打开文件的个数,因此并不确定自带的结构体能否满足需要。
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接下来,内核会检查父进程打开文件的个数。如果父进程打开的文件超过了64个,struct files_struct中自带的数组和位图就不能满足需要了。这种情况下内核会分配一个新的struct fdtable,代妈如下:
 
  1. spin_lock(&oldf->file_lock);
  2. old_fdt = files_fdtable(oldf);
  3. open_files = count_open_files(old_fdt);
  4. /*如果父进程打开文件的个数超过NR_OPEN_DEFAULT*/
  5. while (unlikely(open_files > new_fdt->max_fds)) {
  6. spin_unlock(&oldf->file_lock); /* 如果不是自带的fdtable而是曾经分配的fdtable, 则需要先释放*/
  7. if (new_fdt != &newf->fdtab)
  8. __free_fdtable(new_fdt);
  9. /*创建新的fdtable*/
  10. new_fdt = alloc_fdtable(open_files - 1);
  11. if (!new_fdt) {
  12. *errorp = -ENOMEM;
  13. goto out_release;
  14. }
  15. /*如果超出了系统限制, 则返回EMFILE*/
  16. if (unlikely(new_fdt->max_fds < open_files)) {
  17. __free_fdtable(new_fdt);
  18. *errorp = -EMFILE;
  19. goto out_release;
  20. }
  21. spin_lock(&oldf->file_lock);
  22. old_fdt = files_fdtable(oldf);
  23. open_files = count_open_files(old_fdt);
  24. }
alloc_fdtable所做的事情,不过是分配fdtable结构体本身,以及分配一个指针数组和两个位图。分配之前会根据父进程打开文件的数目,计算出一个合理的值nr,以确保分配的数组和位图能够满足需要。
无论是使用file_struct结构体自带的fdtable,还是使用alloc_fdtable分配的fdtable,接下来要做的事情都一样,即将父进程的两个位图信息和打开文件的struct file类型指针拷贝到子进程的对应数据结构中,代码如下:
  1. old_fds = old_fdt->fd; /*父进程的struct file 指针数组*/
  2. new_fds = new_fdt->fd; /*子进程的struct file 指针数组*/
  3. /* 拷贝打开文件位图 */
  4. memcpy(new_fdt->open_fds->fds_bits,old_fdt->open_fds->fds_bits, open_files/8);
  5. /* 拷贝 close_on_exec位图 */
  6. memcpy(new_fdt->close_on_exec->fds_bits,old_fdt->close_on_exec->fds_bits, open_files/8);
  7. for (i = open_files; i != 0; i--) {
  8. struct file *f = *old_fds++;
  9. if (f) {
  10. get_file(f); /* f对应的文件的引用计数加1 */
  11. } else {
  12. FD_CLR(open_files - i, new_fdt->open_fds);
  13. }
  14. /* 子进程的struct file类型指针, *指向和父进程相同的struct file 结构体*/
  15. rcu_assign_pointer(*new_fds++, f);
  16. }
  17. spin_unlock(&oldf->file_lock);/* compute the remainder to be cleared */
  18. size = (new_fdt->max_fds - open_files) * sizeof(struct file *);
  19. /*将尚未分配到的struct file结构的指针清零*/
  20. memset(new_fds, 0, size);/*将尚未分配到的位图区域清零*/
  21. if (new_fdt->max_fds > open_files) {
  22. int left = (new_fdt->max_fds-open_files)/8;
  23. int start = open_files / (8 * sizeof(unsigned long));
  24. memset(&new_fdt->open_fds->fds_bits[start], 0, left);
  25. memset(&new_fdt->close_on_exec->fds_bits[start], 0, left);
  26. }
  27.     rcu_assign_pointer(newf->fdt, new_fdt);
  28.     return newf;
  29. out_release:
  30.     kmem_cache_free(files_cachep, newf);
  31. out:
  32.     return NULL;
  33. }
通过对上述流程的梳理,不难看出,父子进程之间拷贝的是struct file的指针,而不是struct file的实例,父子进程的struct file类型指针,都指向同一个struct file实例。fork之后,父子进程的文件描述符关系如图4-10所示。
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进程的创建之vfork()
在早期的实现中,fork没有实现写时拷贝机制,而是直接对父进程的数据段、堆和栈进行完全拷贝,效率十分低下。很多程序在fork一个子进程后,会紧接着执行exec家族函数,这更是一种浪费。所以BSD引入了vfork。既然fork之后会执行exec函数,拷贝父进程的内存数据就变成了一种无意义的行为,所以引入的vfork压根就不会拷贝父进程的内存数据,而是直接共享。再后来Linux引入了写时拷贝的机制,其效率提高了很多,这样一来,vfork其实就可以退出历史舞台了。除了一些需要将性能优化到极致的场景,大部分情况下不需要再使用vfork函数了。
vfork会创建一个子进程,该子进程会共享父进程的内存数据,而且系统将保证子进程先于父进程获得调度。子进程也会共享父进程的地址空间,而父进程将被一直挂起,直到子进程退出或执行exec。
注意,vfork之后,子进程如果返回,则不要调用return,而应该使用_exit函数。如果使用return,就会出现诡异的错误。请看下面的示例代码:
  1. #include<stdio.h>
  2. #include <stdlib.h>
  3. #include <unistd.h>
  4. int glob = 88 ;
  5. int main(void) {
  6. int var;
  7. var = 88;
  8. pid_t pid;
  9. if ((pid = vfork()) < 0) {
  10. printf("vfork error");
  11. exit(-1);
  12. } else if (pid == 0) { /* 子进程 */
  13. var++;
  14. glob++;
  15. return 0;
  16. }printf("pid=%d, glob=%d, var=%d\n",getpid(), glob, var);
  17. return 0;
  18. }
调用子进程,如果使用return返回,就意味着main函数返回了,因为栈是父子进程共享的,所以程序的函数栈发生了变化。main函数return之后,通常会调用exit系的函数,父进程收到子进程的exit之后,就会开始从vfork返回,但是这时整个main函数的栈都已经不复存在了,所以父进程压根无法执行。于是会返回一个诡异的栈地址,对于在某些内核版本中,进程会直接报栈错误然后退出,但是在某些内核版本中,有可能就会再次进出main,于是进入一个无限循环,直到vfork返回错误。笔者的Ubuntu版本就是后者。返回。一般来说,vfork创建的子进程会执行exec,执行完exec后应该调用_exit,注意是_exit而不是exit。因为exit会导致父进程stdio缓冲区的冲刷和关闭。我们会在后面讲述exit和_exit的区别。
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