Linux中的Fork

Thu, 18 Feb 2021 15:56:31 +0800

这原本是大二时学习操作系统是写下的一篇博客，近几日对它稍微添加了一些COW的内容。

前言

最近最学习操作系统，在《operating system concept》的进程一章节中中有这样一段代码:

c


#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main(){
 pid_t pid;
 pid=fork();
 if(pid<0){
 //create process failed
 printf("Failed\n");
 exit(-1);
 }else if(pid==0){
 //child process;
 printf ("Child pid %d\n",getpid());
 execlp("/bin/ls","ls",NULL);
 }else{
 //parent process;
 printf("Parent pid %d\n",getpid());
 wait(NULL);
 printf ("Child complete\n");
 return 0;
 }
}

查阅了些资料，看了几回才稍微看懂一点fork()的用法，于是写下这篇博客记录一下。

fork()函数介绍

简介：建立一个新的进程

表头文件：

c

#include <uistd.h>

定义函数：

c

pid_t vfork(void);

函数说明：

vfork()会产生一个新的子进程，其子进程会复制父进程的数据与堆栈空间，并继承父进程的用户代码，组代码，环境变量、已打开的文件代码、工作目录和资源限制等。Linux 使用copy-on-write(COW)技术，只有当其中一进程试图修改欲复制的空间时才会做真正的复制动作，由于这些继承的信息是复制而来，并非指相同的内存空间，因此子进程对这些变量的修改和父进程并不会同步。此外，子进程不会继承父进程的文件锁定和未处理的信号。注意，Linux不保证子进程会比父进程先执行或晚执行，因此编写程序时要留意死锁或竞争条件的发生。

返回值：

如果vfork()成功则在父进程会返回新建立的子进程代码(PID)，而在新建立的子进程中则返回0。如果vfork 失败则直接返回-1，失败原因存于errno中。

错误代码：

EAGAIN 内存不足。ENOMEM 内存不足，无法配置核心所需的数据结构空间。

函数使用分析

首先我们看看开头代码的运行结果：

Linux中进程是通过链表进行组织的，所以本文中使用 ParentProcess->ChildrenProcess的格式展示。

下面开始上面分析结果：

首先，fork()函数会调用两次，第一次在父进程中返回，返回子进程的pid(一般大于零），第二次是在子进程中调用，返回0;当fork()失败时，返回一个负数。
父进程开使执行，调用fork()，返回一个子进程pid(>0)，执行打印Parent pid 25974,然后等待子进程。
子进程在父进程调用fork()后开始执行，在子进程中fork()返回０（并不是实际意义上的调用之后返回，而是在子进程中直接返回了０,在后面在解释），执行父进程fork()后面的语句，即execlp("/bin/ls",“ls”,NULL)，即调用ls，打印当前目录的文件，子进程结束。
父进程接受信号，结束主进程。

理解fork的执行

现在我们来看看这一段代码：

c


/*
 * @Description: In User Settings Edit
 * @Author: NoneBack
 * @Date: 2019-09-30 01:00:29
 * @LastEditTime: 2019-09-30 22:52:24
 * @LastEditors: NoneBack
 */
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
int main(void) {
 int i = 0;
 printf("i son/pa ppid pid fpid\n");
 // ppid指当前进程的父进程pid
 // pid指当前进程的pid,
 // fpid指fork返回给当前进程的值
 for (i = 0; i < 2; i++) {
 pid_t fpid = fork();
 if (fpid == 0)
 printf("%d child %4d %4d %4d\n", i, getppid(), getpid(), fpid);
 else
 printf("%d parent %4d %4d %4d\n", i, getppid(), getpid(), fpid);
 wait(NULL); //等待子进程
 }
 return 0;
}

下面是它的执行结果：

下面我们来看看为什么会有这样的结果：

１．首先父进程中，i=0时，打印0 parent 26826 26917 26918，随后父进程等待子进程执行。

子进程接着拷贝父进程（连同ＰＣ），接着父进程中i=0时fork()之后的代码运行，打印0 child 26917 26918 0，此时子进程在i=0时的fork()返回０。

子进程i=1时候的fork()接着生成一个孙子进程，并返回其pid,子进程打印1 parent 26917 26918 26919，生成的孙子进程中从i=1的fork()出接着执行，此处的fork()返回０，打印1 child 26918 26919 0。第一个子进程结束。

２.父进程中i=1时，执行fork()，生成子进程，打　印1 parent 26826 26917 26920。

子进程接着执行1=1时，fork()之后的代码,打印1 child 26917 26920 0。进程结束。

至于为什么父进程是１,这是另一方面的知识，暂且不管。

Fork里的COW机制

一开始便说了，fork执行之后,产生一个新的子进程，其子进程会复制父进程的数据与堆栈空间，并继承父进程的用户代码，组代码，环境变量、已打开的文件代码、工作目录和资源限制等。这里的复制使用了COW（Copy on Write）机制。

什么是Copy On Write

COW本质上是一种Lazy Copy的思想。

写入时复制（英语：Copy-on-write，简称COW）是一种计算机程序设计领域的优化策略。

其核心思想是，如果有多个调用者（callers）同时请求相同资源（如内存或磁盘上的数据存储），他们会共同获取相同的指针指向相同的资源，直到某个调用者试图修改资源的内容时，系统才会真正复制一份专用副本（private copy）给该调用者，而其他调用者所见到的最初的资源仍然保持不变。这过程对其他的调用者都是透明的（transparently）。

此作法主要的优点是如果调用者没有修改该资源，就不会有副本（private copy）被建立，因此多个调用者只是读取操作时可以共享同一份资源。

在使用fork创建子进程时，只有当有进程需要修改的时候才会真正的执行数据的拷贝，之后再在进程自己的数据段修改数据。否则，如果进程只有读请求的话，实际上不需要不执行资源的复制，只需要在不同进程之间维护对资源的引用即可。

fork中COW技术实现原理

fork()之后，kernel把父进程中所有的内存页的权限都设为read-only，然后子进程的地址空间指向父进程。当父子进程都只读内存时，相安无事。

当其中某个进程写内存时，CPU硬件检测到内存页是read-only的，于是触发页异常中断（page-fault），陷入kernel的一个中断例程。

中断例程中，kernel就会把触发的异常的页复制一份，于是父子进程各自持有独立的一份，之后进程再修改对应的数据。

总结

fork()会返回两次，第一次在父进程中返回fork()出的子进程的pid,第二此在子进程中返回０，接着从fork()处之后的代码开始执行。

fork()会产生一个新的子进程，其子进程会复制父进程的数据与堆栈空间，并继承父进程的用户代码，组代码，环境变量、已打开的文件代码、工作目录和资源限制等。

复制资源的核心是COW思想。

好处

COW技术可减少分配和复制大量资源时带来的瞬间延时。
COW技术可减少不必要的资源分配。比如fork进程时，并不是所有的页面都需要复制，父进程的代码段和只读数据段都不被允许修改，所以无需复制。

缺点

如果在fork()之后，父子进程都还需要继续进行写操作，那么会产生大量的分页错误(页异常中断page-fault)，这样就得不偿失。

参考

vfork

fork函数详解

System Call on NoneBack