введение_1 (1085732), страница 12

Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 12)

Системный вызов (и библиотечная процедура) возвращает количество дей­ствительно прочитанных байтов в переменной count. Обычно эта величина совпа­дает с параметром nbytes, но может быть меньше, если, например, в процессе чте­ния процедуре встретился конец файла.

Если системный вызов не может быть выполнен или из-за неправильных пара­метров или из-за дисковой ошибки, значение счетчика count устанавливается рав­ным -1, а номер ошибки помещается в глобальную переменную еrrпо. Программы всегда должны проверять результат системного вызова, чтобы отслеживать появ­ление ошибки.

Системные вызовы выполняются за серию шагов. Вернемся к упоминавшему­ся выше примеру вызова read для того, чтобы разъяснить этот момент. Сначала при подготовке к вызову библиотечной процедуры read, которая фактически осуществляет системный вызов read, вызывающая программа помещает парамет­ры в стек, как показано в шагах 1-3 на рис. 1.17. Компиляторы С и C++ помещают параметры в стек в обратном порядке, так исторически сложилось (чтобы первым был параметр для printf, то есть строка формата оказалась на вершине стека). Пер­вый и третий параметры передаются по значению, а второй параметр передается по ссылке, то есть передается адрес буфера (на то, что это ссылка, указывает сим­вол &), а не его содержимое. Затем следует собственно вызов библиотечной про­цедуры (шаг 4). Эта команда процессора представляет собой обычную команду вызова процедуры и применяется для вызова любых процедур.

Библиотечная процедура, возможно, написанная на ассемблере, обычно по­мещает номер системного вызова туда, где его ожидает операционная система, например в регистр (шаг 5). Затем она выполняет команду TRAP (эмулированное прерывание) для переключения из пользовательского режима в режим ядра и на­чинает выполнение с фиксированного адреса внутри ядра (шаг 6). Запускаемая

программа ядра проверяет номер системного вызова и затем отправляет его нуж­ному обработчику, как правило, используя таблицу указателей на обработчики системных вызовов, индексированную по номерам вызовов (шаг 7). В этом месте начинает функционировать обработчик системных вызовов (шаг 8). Как только он завершает свою работу, управление может возвращаться в пространство пользо­вателя к библиотечной процедуре, к команде, следующей за командой TRAP (шаг 9). Эта процедура в свою очередь передает управление программе пользователя обыч­ным способом, которым производится возврат из вызванной процедуры (шаг 10). Чтобы закончить работу, программа пользователя должна очистить стек, как это делается и после каждого вызова процедуры (шаг 11). Учитывая, что стек рас­тет вниз, последняя команда увеличивает указатель стека ровно настолько, на­сколько нужно для удаления параметров, помещенных в стек перед запросом read. Теперь программа может продолжать свою работу.

А

Возврат к вызывающей процедуре

Переключение в режим ядрa

5 Передача кода для чтения в регистр

4 10 9

Увеличение показателя 11

Вызов read

1. Передача f d

2 Передача &buffer

1 Передача nbytes

6

7 8 8

8

дреса
0xFFFFFFFF

Б иблиотечная

процедура read

П ространство

пользователя

Программа Программа

пользователя

вызывающая

read

Обработчик системного вызова

Я

Отправка

дро

О перации-

Оная

система

Рис. 1.17. 11 этапов выполнения системного вызова read(fd, buffer, nbytes)

На шаге 9 мы использовали выражение «может возвращаться в пространство пользователя к библиотечной процедуре...» не просто так. Системный вызов мо­жет блокировать вызвавшую его процедуру, препятствуя продолжению ее рабо­ты. Например, если она пытается прочесть что-то с клавиатуры, а там еще ничего не набрано, процедура должна быть блокирована. В этом случае операционная система ищет процесс, который может быть запущен следующим. Позже, когда нужное устройство станет доступно, система вспомнит о блокированном процессе и шаги 9-11 будут выполнены.

В следующих разделах мы рассмотрим некоторые из наиболее часто применяю­щихся системных вызовов стандарта POSIX или, точнее, библиотечных процедур, которые выполняют эти вызовы. В POSIX существует более 100 процедурных вызовов. Часть наиболее важных процедурных вызовов представлена в табл. 1.1, где они для удобства распределены в четыре группы. Далее мы кратко опишем каж­дый вызов и его действие. Службы, предоставляемые этими вызовами, в значи­тельной степени определяют действия операционной системы, так как управле­ние ресурсами на персональном компьютере минимально (по крайней мере, по сравнению с большими машинами, на которых работают несколько пользовате­лей). К этим службам относятся такие функции, как создание и завершение про­цессов, создание, удаление, чтение и запись файлов, управление каталогами, вы­полнение ввода и вывода.

Таблица 1.1. Некоторые из основных системных вызовов POSIX

В ызов Описание

У правление процессами

P id=fork()¹ Создает дочерний процесс, идентичный родительскому

Pid=waitpid(pid, &statloc, options) Ожидает завершения дочернего процесса

s=execve(name, argv, environp) Перемещает образ памяти процесса

Exit(status) Завершает выполнение процесса и возвращает статус

У правление файлами

f d=open(file, how,...) Открывает файл для чтения, записи или того и другого

s=close(fd) Закрывает открытый файл

n=read(fd, buffer, nbytes) Читает данные из файла в буфер

n=write(fd, buffer, nbytes) Пишет данные из буфера в файл

Position=lseek(fd, offset, whence) Передвигает указатель файла

s=stat(name, &buf) Получает информацию о состоянии файла

У правление каталогами и файловой системой

s =mkdir(name, mode) Создает новый каталог

s=rmdir(name) Удаляет пустой каталог

s=link(name1, name2) Создает новый элемент с именем name2, указывающий

на namel

s=unlink(name) Удаляет элемент каталога

s=mount(special, name, flag) Монтирует файловую систему

s=umount(special) Демонтирует файловую систему

Р азные

s =chdir(dimame) Изменяет рабочий каталог

s=chmod(name, mode) Изменяет биты защиты файла

s=kill(pid, signal) Посылает сигнал процессу

Seconds=time(&seconds) Получает время, прошедшее с 1 января 1970 года

¹ Возвращаемая величина s равна -1, если произошла ошибка. Возвращаемые коды выглядят так: pid выдает идентификатор процесса, fd — описатель файла, п — количество байтов, position — смещение в файле и seconds — прошедшее время. Параметры описываются дальше в тексте.

Особое внимание следует обратить на то, что преобразование вызовов проце­дур POSIX в системные вызовы не является взаимно однозначным. Стандарт POSIX определяет ряд процедур, которые должны поддерживать совместимые системы, но он не указывает, являются ли они системными вызовами, библиотеч­ными вызовами или чем-нибудь еще. Если процедуру можно выполнить без сис­темного вызова (то есть без переключения в режим работы ядра), то обычно она работает в пространстве пользователя, потому что так быстрее. Однако большин­ство процедур POSIX выполняет системные вызовы, обычно с одной процедурой, преобразующейся напрямую в системный вызов. В некоторых случаях, особенно когда требуемые процедуры являются всего лишь разновидностями друг друга, один системный вызов обрабатывает сразу несколько библиотечных вызовов.

Системные вызовы для управления процессами

Первая группа в табл. 1.1 управляет процессами. Начнем рассмотрение с вызова fork. Системный вызов fork (разветвление) является единственным способом со­здания нового процесса в UNIX. Он создает точную копию исходного процесса, включая дескрипторы файла, регистры и т. п. После вызова fork исходный процесс и его копия (родительский и дочерний) развиваются по отдельности друг от друга. Все переменные имеют одинаковые величины во время вызова fork, но как только родительские данные скопированы для создания дочернего процесса, последу­ющие изменения в одном из них уже не влияют на другой. (Текст программы, ко­торый не изменяется, распределяется между родительским и дочерним процес­сами). Вызов fork возвращает величину, равную нулю в дочернем процессе и равную идентификатору дочернего процесса или PID в родительском. Используя возвра­щенный PID, два процесса могут различить, какой из них родительский, а какой — дочерний.

В большинстве случаев после вызова fork дочернему процессу необходимо вы­полнить программный код, отличный от предназначенного для родительского про­цесса. Рассмотрим пример оболочки. Она читает команды с терминала, запускает дочерний процесс, ждет, пока дочерний процесс выполнит команду, и читает сле­дующую команду после завершения работы дочернего процесса. Ожидая, пока дочерний процесс закончит работу, родительский процесс выполняет системный вызов waitpid, который ожидает завершения дочернего процесса (или всех дочер­них процессов, если их на данный момент несколько). Waitpid может ждать окон­чания какого-либо определенного дочернего процесса или любого дочернего про­цесса, для этого нужно задать первый параметр вызова равным -1. Когда waitpid выполнен, указатель, задаваемый вторым параметром statlос, будет установлен на статус завершения дочернего процесса (нормальное или аварийное завершение и выходное значение). Третий параметр определяет различные необязательные настройки.

Теперь рассмотрим, как вызов fork используется оболочкой. Когда печатается команда, оболочка создает дочерний процесс, который должен выполнить коман­ду пользователя. Он делает это с помощью системного вызова execve, заменяюще­го весь его образ памяти файлом, названным в первом параметре. (Фактически самим системным вызовом является exec, но несколько различных библиотечных

процедур вызывают его с разными параметрами и незначительно отличающимися именами. Мы здесь воспользуемся ими как системными вызовами.) Весьма упро­щенная оболочка, иллюстрирующая использование команд fork, waitpid и execve, показана в листинге 1.1.

Листинг 1.1. Усеченная оболочка¹

#define TRUE I

while (TRUE) { /* вечный цикл */

Характеристики

Список файлов книги