QNX/UNIX: Анатомия параллелизма

• Остановка родительского процесса в ожидании завершения порожденного также легко разрешается: просто запускайте дочерний процесс из отдельного потока [11] :

 #include <pthread.h>

 void* process(void* command) {
  system((char*)command);
  delete command;
  return NULL;
 }

 int main(int argc, char *argv[]) {

11

Детали создания потока и и частности передачи ему параметра обстоятельно рассматриваются далее.

  ...
  char* comstr = "ls -l";
  pthread_create(NULL, NULL, strdup(comstr), &process);
  ...
 }

• Часто в качестве недостатка этого способа отмечают «автономность» и невозможность взаимодействия родительского и порожденного процессов.

Но для расширения возможностей взаимосвязи процессов можно прежде всего воспользоваться вызовом popen(POSIX 1003.1a), являющимся в некотором роде эквивалентом, расширяющим возможности system. Возможности popen часто упускаются из виду, так как в описаниях этот вызов относится не к области создания процессов, а к области программных каналов (pipe). Синтаксис этого вызова таков:

 FILE* popen(const char* command, const char* mode);

где command— командная строка, как и у system; mode— режим создаваемого программного канала со стороны порождающего процесса: ввод ( mode= «r») или вывод ( mode= «w»). Любые другие значения, указанные для mode, дают непредсказуемый результат.

В результате выполнения этой функции создается открытый файловый дескриптор канала (pipe), из которого породивший процесс может ( mode= «r») читать (стандартный поток вывода дочернего процесса STDOUT_FILENO) или в который может ( mode= «w») писать (стандартный поток ввода дочернего процесса STDIN_FILENO) стандартным образом, как это делается для типа FILE (в частности, с отработкой ситуации EOF).

Рассмотрим следующий пример. Конечно, посимвольный ввод/вывод — это не лучшее решение, и здесь мы используем его только для простоты:

 int main(int argc, char** argv) {
  FILE* f = popen("ls -l", "r");
  if (f == NULL) perror("popen"), exit(EXIT_FAILURE);
  char c;
  while((с = fgetc(f)) != EOF )
  cout << (islower(с) ? toupper(с) : c);
  pclose(f);
  return EXIT_SUCCESS;
 }

Примечание

Новый процесс выполняется с тем же окружением, что и родительский. Процесс, указанный в команде, запускается примерно следующим эквивалентом:

 spawnlp(P_NOWAIT, shell_command, shell_command, "-с", command, (char*)NULL);

где shell_command— командный интерпретатор, специфицированный переменной окружения SHELL или утилита /bin/sh. В этом кроется причина возможного различия в выполнении вызовов system и popen.

Если popen возвращает не NULL, то выполнение прошло успешно. В противном случае устанавливается errno: EINVAL— недопустимый аргумент mode, ENOSYS— в системе не выполняется программа менеджера каналов. После завершения работы с каналом, созданным popen, он должен быть закрыт парной операцией pclose.

При использовании system в более сложных случаях, например при запуске в качестве дочернего собственного процесса, являющегося составной частью комплекса (до сих пор мы рассматривали в качестве дочерних только стандартные программы UNIX), причем запуск производится из отдельного потока (то есть без ожидания завершения, как предлагалось выше), мы можем реализовать сколь угодно изощренные способы взаимодействия с помощью механизмов IPC, например, открывая в дочернем процессе двунаправленные каналы к родителю.

Клонирование процесса

Вызов fork создает клон (полную копию) вызывающего процесса в точке вызова. Вызов fork является одной из самых базовых конструкций всего UNIX-программирования. Его толкованию посвящено столько страниц в литературе, сколько не уделено никакому другому элементу API. Синтаксис этого вызова (проще по синтаксису не бывает, сложнее по семантике — тоже):

 #include <process.h>
 pid_t fork(void);

Действие вызова fork следующее:

• Порождается дочерний процесс, которому системой присваивается новое уникальное значение PID.

• Дочерний процесс получает собственные копии файловых дескрипторов, открытых в родительском процессе в точке выполнения fork. Каждый дескриптор ссылается на тот же файл, который соответствует аналогичному дескриптору родителя. Блокировки файлов (locks), установленные в родительском процессе, наследуются дочерним процессом.

• Для дочернего процесса его значения tms_utime, tms_stime, tms_cutime и tms_cstime устанавливаются в значение ноль. Выдержки (alarms) для этих таймеров, установленные к этому времени в родительском процессе, в дочернем процессе очищаются.

Сигнальные маски (подробнее об этом будет рассказано ниже) для дочернего процесса инициализируются пустыми сигнальными наборами (независимо от сигнальных масок, установленных родительским процессом).

Если вызов функции завершился неудачно, функция возвращает -1 и устанавливает errno: EAGAIN— недостаточно системных ресурсов; ENOMEM— процессы требуют большее количество памяти, чем доступно в системе; ENOSYS— функция fork не реализуется в этой модели памяти, например в физической модели адресации памяти (напомним, что QNX — многоплатформенная ОС и число поддерживаемых ею платформ все возрастает).

А вот с кодом возврата этой функции в случае удачи сложнее и гораздо интереснее. Дело в том, что для одного вызова fork одновременно имеют место два возврата в двух различных копиях (но в текстуально едином коде!): в копии кода, соответствующей дочернему процессу, возвращается 0, а в копии кода родителя — PID успешно порожденного дочернего процесса. Это и позволяет разграничить в едином программном коде фрагменты, которые после точки ветвления надлежит выполнять в родительском процессе и которые относятся к дочернему процессу. Типичный шаблон кода, использующего fork, выглядит примерно так:

 pid_t pid = fork;
 if (pid == -1) perror("fork"), exit(EXIT_FAILURE);
 if (pid == 0) {
  // ... этот код выполняется в дочернем процессе ...
  exit(EXIT_SUCCESS);
 }
 if (pid > 0) {
  // ... этот код выполняется в родительском процессе ...
  do { // ожидание завершения порожденного процесса