Linux进程的创建函数fork()及其fork内核实现解析

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：

#include <unistd.h>
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：

/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：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <string.h>
#include <errno.h>
#include <sys/types.h>
#include <wait.h>
int g_int = 1;//数据段的全局变量
int main()
{
    int local_int = 1;//栈上的局部变量
    int *malloc_int = malloc(sizeof(int));//通过malloc动态分配在堆上的变量
    *malloc_int = 1;
    pid_t pid = fork();
    if(pid == 0) /*子进程*/
    {
        local_int = 0;
        g_int = 0;
        *malloc_int = 0;
        fprintf(stderr,"[CHILD ] child change local global malloc value to 0\n");
        free(malloc_int);
        sleep(10);
        fprintf(stderr,"[CHILD ] child exit\n");
        exit(0);
    }
    else if(pid < 0)
    {
        printf("fork failed (%s)",strerror(errno));
        return 1;
    }
    fprintf(stderr,"[PARENT] wait child exit\n");
    waitpid(pid,NULL,0);
    fprintf(stderr,"[PARENT] child have exit\n");
    printf("[PARENT] g_int = %d\n",g_int);
    printf("[PARENT] local_int = %d\n",local_int);
    printf("[PARENT] malloc_int = %d\n",local_int);
    free(malloc_int);
    return 0;
} 

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。

[PARENT] wait child exit
[CHILD ] child change local global malloc value to 0
[CHILD ] child exit
[PARENT] child have exit
[PARENT] g_int = 1
[PARENT] local_int = 1
[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。

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：

/*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
    *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
    */
    if (is_cow_mapping(vm_flags)) {
        ptep_set_wrprotect(src_mm, addr, src_pte);//设置为写保护
        pte = pte_wrprotect(pte);
    } 

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。

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：

struct task_struct {
    ...struct files_struct *files;...
} 

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：

static int copy_files(unsigned long clone_flags,
                struct task_struct *tsk)
{
    struct files_struct *oldf, *newf;
    int error = 0;
    oldf = current->files;//获取父进程的文件结构体
    if (!oldf)
        goto out;
 /*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*/
    if (clone_flags & CLONE_FILES) {
        atomic_inc(&oldf->count);
        goto out;
    }
    /*对于fork而言, 需要复制父进程的文件描述符*/
    newf = dup_fd(oldf, &error); //复制一份文件描述符
    if (!newf)
        goto out;
    tsk->files = newf;
    error = 0;
out:
    return error;
} 

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。

struct files_struct *dup_fd(struct files_struct *oldf,
                  int *errorp)
{
    struct files_struct *newf;
    struct file **old_fds, **new_fds;
    int open_files, size, i;
    struct fdtable *old_fdt, *new_fdt;
    *errorp = -ENOMEM;
    newf = kmem_cache_alloc(files_cachep, GFP_KERNEL);
    if (!newf)
        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：

struct files_struct {
    atomic_t count;
    struct fdtable __rcu *fdt;
    struct fdtable fdtab;
    spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
    int next_fd;
    struct embedded_fd_set close_on_exec_init;
    struct embedded_fd_set open_fds_init;
    struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
};
struct fdtable //文件描述符表
{
    unsigned int max_fds;
    struct file __rcu **fd;      /* current fd array */
    fd_set *close_on_exec;
    fd_set *open_fds;
    struct rcu_head rcu;
    struct fdtable *next;
};
struct embedded_fd_set {
    unsigned long fds_bits[1];
}; 

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：

atomic_set(&newf->count, 1);
spin_lock_init(&newf->file_lock);
newf->next_fd = 0;
new_fdt = &newf->fdtab;
new_fdt->max_fds = NR_OPEN_DEFAULT;
new_fdt->close_on_exec = (fd_set *)&newf->close_on_exec_init;
new_fdt->open_fds = (fd_set *)&newf->open_fds_init;
new_fdt->fd = &newf->fd_array[0];
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。

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：

 

spin_lock(&oldf->file_lock);
    old_fdt = files_fdtable(oldf);
    open_files = count_open_files(old_fdt);
   /*如果父进程打开文件的个数超过NR_OPEN_DEFAULT*/
    while (unlikely(open_files > new_fdt->max_fds)) {
        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*/
 if (new_fdt != &newf->fdtab)
        __free_fdtable(new_fdt);
       /*创建新的fdtable*/
        new_fdt = alloc_fdtable(open_files - 1);
        if (!new_fdt) {
        *errorp = -ENOMEM;
        goto out_release;
        }
        /*如果超出了系统限制, 则返回EMFILE*/
        if (unlikely(new_fdt->max_fds < open_files)) {
        __free_fdtable(new_fdt);
        *errorp = -EMFILE;
        goto out_release;
        }
        spin_lock(&oldf->file_lock);
        old_fdt = files_fdtable(oldf);
        open_files = count_open_files(old_fdt);
    } 

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：

old_fds = old_fdt->fd;
    memset(&new_fdt->open_fds->fds_bits[start], 0, left);
    memset(&new_fdt->close_on_exec->fds_bits[start], 0, left);
}
    rcu_assign_pointer(newf->fdt, new_fdt);
    return newf;
out_release:
    kmem_cache_free(files_cachep, newf);
out:
    return NULL;
} 

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。

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：

#include<stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
int glob = 88 ;
int main(void) {
    int var;
    var = 88;
    pid_t pid;
    if ((pid = vfork()) < 0) {
        printf("vfork error");
        exit(-1);
    } else if (pid == 0) { /* 子进程 */
        var++;
        glob++;
        return 0;
    }printf("pid=%d, glob=%d, var=%d\n",getpid(), glob, var);
    return 0;
} 

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。

来自为知笔记(Wiz)