Lecture 7. UNIX 的进程管理与进程间通信（30 页）

使用 C 创建、终止、控制进程

Linux 操作系统的开机：创建第一个进程

不同的通信实现方法

进程间通信的常用模型有两个：消息传递模型和共享内存模型。

UNIX 的进程创建

流程

`fork()` 系统调用

每一个进程都有一个独一无二的 ID
在 C 代码当中，使用 fork() 来创建进程，原有的的进程是父进程，新建的进程是子进程
子进程其实是父进程的一个副本（copy），父进程的所有东西都会被子进程复制，甚至 IO 描述符表也会被子进程复制一份。所以，在 IO 方面，父子进程具有相同的权限
顺带提一句，子进程是从 fork() 之后的代码开始执行的
父子进程的区别在于 fork() 的返回值。父进程返回的值是子进程 pid，子进程返回零。

`exec()` 系统调用

通常，对于 child 进程，fork() 之后，会再调用一下 exec()。
exec() 的作用是将指定的二进制文件加载到进程的内存当中（即替换掉现有的程序映像，会破坏原本内存的内容），然后执行它。
采用 exec() 的方式，两个进程可以以各自的方式运行，还可以相互通信。
由于原本内存的内容被覆盖了，所以执行 exec() 之后一般不会返回控制，除非出现错误

`wait()` 系统调用

wait() 会暂停掉当前的进程（把自己从就绪队列移除），直到它的子进程终止（suspend）。（在执行子进程且父进程不知道该干啥的时候使用）
wait() 执行完毕后，系统会回收掉僵尸（zombie）子进程的资源
如果 wait() 执行成功则返回 0，否则返回 1

C 语言实现

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h> /* provides access to the POSIX API */
int main(int argc, char** argv) {
  int pid;
  pid = fork();  // 创建子进程
  // 如果 fork 执行成功
  // 就会有两个进程存在，除了 pid 都相同
  // 父进程的 pid 非零
  // 子进程的 pid 是零
  if (pid < 0) {
    printf("Fork failed");
    exit(-1);
  } else if (pid == 0) {
    // 这是子进程
    execlp("/bin/ls", "ls", NULL);
  } else {
    // 这是父进程
    wait(NULL);  // 等待子进程执行结束
    printf("Child complete");
    exit(0);
  }
}

思考

如下代码，将会创建多少个子进程？

答案是， for 执行多少次，就输出几个子进程的 pid（互不相同）。因为子进程的 fork() 返回值是零，不会进入 if 分支。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h> /* provides access to the POSIX API */
int main(int argc, char** argv) {
  int pid;
  for (int i = 1; i <= 3; ++i) {
    pid = fork();
    if (pid != 0) {
      printf("Process %d\n", pid);
      execlp("/bin/ls", "ls", NULL);
    }
  }
}

Linux 系统开机

主引导记录（master boot record）

主引导记录（Master Boot Record，缩写：MBR），又叫做主引导扇区，是计算机开机后访问硬盘时所必须要读取的首个扇区，它在硬盘上的三维地址为（柱面，磁头，扇区）＝（0，0，1）。

当完成开机自检（power on self test）和硬件识别（hardware identification）之后，第一个启动设备就会被选中。MBR 就位于这个设备的第一个扇区，这个扇区内的东西就会被读取。MBR 包含了 初始启动代码（initial bootstrapping code） 和 活动分区（active partition） 的信息。

硬盘分区

比较重点的就是 MBR、empty、sda 三块内容

MBR

之前说过，一个扇区通常是 512 字节，现代设备可能是 4096 字节。所以第零个扇区，也就是 MBR 里面的代码肯定是要小于 512 字节的（440 字节 in fact）。开机的时候，基本输入输出系统（BIOS）就会读取这个扇区里面的初始启动代码并执行。

empty

之后还有 2047 或 255 个扇区（总共约 1KB），可能会用来存储额外的引导代码或者驱动程序。这里的内容不会被文件系统的格式影响。

sda1

约有 250MB 的空间，足够用来 locate 和 load 主引导加载程序（boot loader program）。用户会看到一个界面，提示用户选择一个操作系统。

Sequence 示意图如下

运行级别 Run Level

运行级别通常分为 7 等，分别是从 0 到 6，但如果必要的话也可以更多。

0，停机或关机状态
1，单用户，不联网，不运行守护进程，不允许非超级用户登录
2，多用户，不联网，不运行守护进程
3，多用户，正常启动系统
4，用户自定义
5，多用户，相较于三级，带图形界面
6，重启

Linux 系统开机的流程

进程间通信

通信，即信息的交换或共享

并行计算、模块化应用、客户端访问服务器，等等方面，都涉及到进程间通信。

进程间通信主要有两种方式：

一个是利用共享的内存区域
另一个是使用操作系统提供的通信功能（explicit message passing primitives）

共享内存系统

操作系统建立一块特殊的内存区域，多个进程都具有访问权限。这个 区域一般是位于某一个进程的地址空间 内，其他进程把这个地址空间附加到自己的地址空间。

模型是面向应用的，适合于愿意分享内存的合作进程（所以通常是一个大型应用的若干组件，比如 chrome）
通过对内存的读写操作，进行隐式通信（Implicit）
高效率，无需通信协议
需要同步机制（做好协调，避免对同一地址的同时写入）

后面章节涉及到的 生产者-消费者问题，也与共享内存有关。

消息传递系统

对于不愿意共享内存的进程，或者不在同一台设备上运行的进程，就需要别的通信方式了。

消息传递设施（message passing facility），就像是中介一样，可以从一个进程的地址空间拿出东西来，然后放到另一个进程的地址空间里面去。比如，网络，就是一种中介。

消息传递系统的两个最基础的功能，是 send 与 receive。进程通过调用这个功能来实现消息的传递。更高级的一些东西，比如 远程过程调用（RPC，Remote Procedure Call） 也是通过这个实现的。

命名 Naming

消息传递可以是直接的，也可以是间接的。

直接的，就是指，进程 A 直接传给进程 B
间接的，就是指，进程 A 先把消息放到信箱（mailbox）C 里，另一个进程再去拿（但这个信箱不完全等于是共享内存区域，因为它可以是操作系统提供的，不属于某个特定进程）
- 可能是多个进程都放到信箱里，一个进程读，多对一；也可能是一对多

无论是直接传递还是间接传递，你都得说明，传给谁。也就是说，你得给每一个东西都起个名字（或者编号），然后调用 send() 或者 receive() 的时候，指明这个名字或者编号。

同步 Synchronisation

进程间通信可以通过调用 send() 和 receive() 这两个 原语（primitives） 来进行。这两个原语的实现可以实阻塞的也可以是非阻塞的。阻塞对应着同步，非阻塞对应着异步，这一点跟 CS335 里面还挺像：

阻塞发送，就是接收方接收之前，发送方一直阻塞
非阻塞发送，就是发送完了之后不管有没有被收到，继续干别的
阻塞接收，就是接收方遇到新的消息之前，一直守株待兔
非阻塞接收，就是一直在接收，但接收到的可能是空的消息

缓冲区

要实现非阻塞的发送，需要借助消息队列，或者消息缓冲。

环形缓冲区的图要看得懂才行。

杂项

消息传递系统要考虑到丢包问题，以及争抢（scramble）问题
还要考虑安全性（security），比如 SSL 对通信内容是有加密的
反正就是要可靠（reliable）。可靠的协议可能会使用 sequence numbers、timeouts、acks、retrans mission 等策略来确保消息正确传递