Изучаем процессы в Linux


В этой статье я хотел бы рассказать о том, какой жизненный путь проходят процессы в семействе ОС Linux. В теории и на примерах я рассмотрю как процессы рождаются и умирают, немного расскажу о механике системных вызовов и сигналов.

Данная статья в большей мере рассчитана на новичков в системном программировании и тех, кто просто хочет узнать немного больше о том, как работают процессы в Linux.

Всё написанное ниже справедливо к Debian Linux с ядром 4.15.0.

Содержание

  1. Введение
  2. Атрибуты процесса
  3. Жизненный цикл процесса
    1. Рождение процесса
    2. Состояние «готов»
    3. Состояние «выполняется»
    4. Перерождение в другую программу
    5. Состояние «ожидает»
    6. Состояние «остановлен»
    7. Завершение процесса
    8. Состояние «зомби»
    9. Забытье
  4. Благодарности

Введение

Системное программное обеспечение взаимодействует с ядром системы посредством специальных функций — системных вызовов. В редких случаях существует альтернативный API, например, procfs или sysfs, выполненные в виде виртуальных файловых систем.

Атрибуты процесса

Процесс в ядре представляется просто как структура с множеством полей (определение структуры можно прочитать здесь: include/linux/sched.h).
Но так как статья посвящена системному программированию, а не разработке ядра, то несколько абстрагируемся и просто акцентируем внимание на важных для нас полях процесса:

  • Идентификатор процесса (pid)
  • Открытые файловые дескрипторы (fd)
  • Обработчики сигналов (signal handler)
  • Текущий рабочий каталог (cwd)
  • Переменные окружения (enivron)
  • Код возврата

Жизненный цикл процесса

Рождение процесса

Только один процесс в системе рождается особенным способом — init — он порождается непосредственно ядром. Все остальные процессы появляются путём дублирования текущего процесса с помощью системного вызова fork(2). После выполнения fork(2) получаем два практически идентичных процесса за исключением следующих пунктов:

  1. fork(2) возвращает родителю PID ребёнка, ребёнку возвращается 0;
  2. У ребёнка меняется PPID (Parent Process Id) на PID родителя.

После выполнения fork(2) все ресурсы дочернего процесса — это копия ресурсов родителя. Копировать процесс со всеми выделенными страницами памяти — дело дорогое, поэтому в ядре Linux используется технология Copy-On-Write.
Все страницы памяти родителя помечаются как read-only и становятся доступны и родителю, и ребёнку. Как только один из процессов изменяет данные на определённой странице, эта страница не изменяется, а копируется и изменяется уже копия. Оригинал при этом «отвязывается» от данного процесса. Как только read-only оригинал остаётся «привязанным» к одному процессу, странице вновь назначается статус read-write.

Пример простой бесполезной программы с fork(2)

#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <errno.h> #include <sys/wait.h> #include <sys/types.h>  int main() {     int pid = fork();     switch(pid) {         case -1:             perror("fork");             return -1;         case 0:             // Child             printf("my pid = %i, returned pid = %i\n", getpid(), pid);             break;         default:             // Parent             printf("my pid = %i, returned pid = %i\n", getpid(), pid);             break;     }     return 0; } 
$ gcc test.c && ./a.out my pid = 15594, returned pid = 15595 my pid = 15595, returned pid = 0 

Состояние «готов»

Сразу после выполнения fork(2) переходит в состояние «готов».
Фактически, процесс стоит в очереди и ждёт, когда планировщик (scheduler) в ядре даст процессу выполняться на процессоре.

Состояние «выполняется»

Как только планировщик поставил процесс на выполнение, началось состояние «выполняется». Процесс может выполняться весь предложенный промежуток (квант) времени, а может уступить место другим процессам, воспользовавшись системным вывозом sched_yield.

Перерождение в другую программу

В некоторых программах реализована логика, в которой родительский процесс создает дочерний для решения какой-либо задачи. Ребёнок в данном случае решает какую-то конкретную проблему, а родитель лишь делегирует своим детям задачи. Например, веб-сервер при входящем подключении создаёт ребёнка и передаёт обработку подключения ему.
Однако, если нужно запустить другую программу, то необходимо прибегнуть к системному вызову execve(2):

int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[]); 

или библиотечным вызовам execl(3), execlp(3), execle(3), execv(3), execvp(3), execvpe(3):

int execl(const char *path, const char *arg, ... /* (char  *) NULL */); int execlp(const char *file, const char *arg, ...  /* (char  *) NULL */); int execle(const char *path, const char *arg, ...                              /*, (char *) NULL, char * const envp[] */); int execv(const char *path, char *const argv[]); int execvp(const char *file, char *const argv[]); int execvpe(const char *file, char *const argv[], char *const envp[]); 

Все из перечисленных вызовов выполняют программу, путь до которой указан в первом аргументе. В случае успеха управление передаётся загруженной программе и в исходную уже не возвращается. При этом у загруженной программы остаются все поля структуры процесса, кроме файловых дескрипторов, помеченных как O_CLOEXEC, они закроются.

Как не путаться во всех этих вызовах и выбирать нужный? Достаточно постичь логику именования:

  • Все вызовы начинаются с exec
  • Пятая буква определяет вид передачи аргументов:
    • l обозначает list, все параметры передаются как arg1, arg2, ..., NULL
    • v обозначает vector, все параметры передаются в нуль-терминированном массиве;
  • Далее может следовать буква p, которая обозначает path. Если аргумент file начинается с символа, отличного от «/», то указанный file ищется в каталогах, перечисленных в переменной окружения PATH
  • Последней может быть буква e, обозначающая enivron. В таких вызовах последним аргументом идёт нуль-терминированный массив нуль-терминированных строк вида key=value — переменные окружения, которые будут переданы новой программе.

Пример вызова /bin/cat —help через execve

#define _GNU_SOURCE #include <unistd.h>  int main() {     char* args[] = { "/bin/cat", "--help", NULL };     execve("/bin/cat", args, environ);     // Unreachable     return 1; } 
$ gcc test.c && ./a.out Usage: /bin/cat [OPTION]... [FILE]... Concatenate FILE(s) to standard output.  *Вывод обрезан* 

Семейство вызовов exec* позволяет запускать скрипты с правами на исполнение и начинающиеся с последовательности шебанг (#!).

Пример запуска скрипта с подмененным PATH c помощью execle

#define _GNU_SOURCE #include <unistd.h>  int main() {     char* e[] = {"PATH=/habr:/rulez", NULL};     execle("/tmp/test.sh", "test.sh", NULL, e);     // Unreachable     return 1; } 
$ cat test.sh #!/bin/bash echo $0 echo $PATH $ gcc test.c && ./a.out /tmp/test.sh /habr:/rulez 

Есть соглашение, которое подразумевает, что argv[0] совпадает с нулевым аргументов для функций семейства exec*. Однако, это можно нарушить.

Пример, когда cat становится dog с помощью execlp

#define _GNU_SOURCE #include <unistd.h>  int main() {     execlp("cat", "dog", "--help", NULL);     // Unreachable     return 1; } 
$ gcc test.c && ./a.out Usage: dog [OPTION]... [FILE]...  *Вывод обрезан* 

Любопытный читатель может заметить, что в сигнатуре функции int main(int argc, char* argv[]) есть число — количество аргументов, но в семействе функций exec* ничего такого не передаётся. Почему? Потому что при запуске программы управление передаётся не сразу в main. Перед этим выполняются некоторые действия, определённые glibc, в том числе подсчёт argc.

Состояние «ожидает»

Некоторые системные вызовы могут выполняться долго, например, ввод-вывод. В таких случаях процесс переходит в состояние «ожидает». Как только системный вызов будет выполнен, ядро переведёт процесс в состояние «готов».
В Linux так же существует состояние «ожидает», в котором процесс не реагирует на сигналы прерывания. В этом состоянии процесс становится «неубиваемым», а все пришедшие сигналы встают в очередь до тех пор, пока процесс не выйдет из этого состояния.
Ядро само выбирает, в какое из состояний перевести процесс. Чаще всего в состояние «ожидает (без прерываний)» попадают процессы, которые запрашивают ввод-вывод. Особенно заметно это при использовании удалённого диска (NFS) с не очень быстрым интернетом.

Состояние «остановлен»

В любой момент можно приостановить выполнение процесса, отправив ему сигнал SIGSTOP. Процесс перейдёт в состояние «остановлен» и будет находиться там до тех пор, пока ему не придёт сигнал продолжать работу (SIGCONT) или умереть (SIGKILL). Остальные сигналы будут поставлены в очередь.

Завершение процесса

Ни одна программа не умеет завершаться сама. Они могут лишь попросить систему об этом с помощью системного вызова _exit или быть завершенными системой из-за ошибки. Даже когда возвращаешь число из main(), всё равно неявно вызывается _exit.
Хотя аргумент системного вызова принимает значение типа int, в качестве кода возврата берется лишь младший байт числа.

Состояние «зомби»

Сразу после того, как процесс завершился (неважно, корректно или нет), ядро записывает информацию о том, как завершился процесс и переводит его состояние «зомби». Иными словами, зомби — это завершившийся процесс, но память о нём всё ещё хранится в ядре.
Более того, это второе состояние, в котором процесс может смело игнорировать сигнал SIGKILL, ведь что мертво не может умереть ещё раз.

Забытье

Код возврата и причина завершения процесса всё ещё хранится в ядре и её нужно оттуда забрать. Для этого можно воспользоваться соответствующими системными вызовами:

pid_t wait(int *wstatus); /* Аналогично waitpid(-1, wstatus, 0) */  pid_t waitpid(pid_t pid, int *wstatus, int options); 

Вся информация о завершении процесса влезает в тип данных int. Для получения кода возврата и причины завершения программы используются макросы, описанные в man-странице waitpid(2).

Пример корректного завершения и получения кода возврата

#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <errno.h> #include <sys/wait.h> #include <sys/types.h>  int main() {     int pid = fork();     switch(pid) {         case -1:             perror("fork");             return -1;         case 0:             // Child             return 13;         default: {             // Parent             int status;             waitpid(pid, &status, 0);             printf("exit normally? %s\n", (WIFEXITED(status) ? "true" : "false"));             printf("child exitcode = %i\n", WEXITSTATUS(status));             break;         }     }     return 0; } 
$ gcc test.c && ./a.out exit normally? true child exitcode = 13 

Пример некорректного завершения

Передача argv[0] как NULL приводит к падению.

#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <errno.h> #include <sys/wait.h> #include <sys/types.h>  int main() {     int pid = fork();     switch(pid) {         case -1:             perror("fork");             return -1;         case 0:             // Child             execl("/bin/cat", NULL);             return 13;         default: {             // Parent             int status;             waitpid(pid, &status, 0);             if(WIFEXITED(status)) {                 printf("Exit normally with code %i\n", WEXITSTATUS(status));             }             if(WIFSIGNALED(status)) {                 printf("killed with signal %i\n", WTERMSIG(status));             }             break;         }     }     return 0; } 
$ gcc test.c && ./a.out killed with signal 6 

Бывают случаи, при которых родитель завершается раньше, чем ребёнок. В таких случаях родителем ребёнка станет init и он применит вызов wait(2), когда придёт время.

После того, как родитель забрал информацию о смерти ребёнка, ядро стирает всю информацию о ребёнке, чтобы на его место вскоре пришёл другой процесс.

Благодарности

Спасибо Саше «Al» за редактуру и помощь в оформлении;

Спасибо Саше «Reisse» за понятные ответы на сложные вопросы.

Они стойко перенесли напавшее на меня вдохновение и напавший на них шквал моих вопросов.


ссылка на оригинал статьи https://habr.com/post/423049/

Добавить комментарий

Ваш e-mail не будет опубликован. Обязательные поля помечены *