Linux에서는 ls를 실행하면 읽기 및 exec 시스템 호출이 발생합니다. 쉘 명령을 실행하면 fork 및 exec가 호출되지만 strace를 사용하여 ls로 인한 시스템 호출을 확인하면 ls 명령이 파일을 나열하지 않습니다. 디렉토리에 있으므로 read가 호출됩니다.
이 튜토리얼의 운영 환경: linux7.3 시스템, Dell G3 컴퓨터.
답은 읽기 및 실행 시리즈입니다
셸 명령 실행 메커니즘은 fork+exec이고, fork는 복제, execve는 변환입니다. ls 명령은 디렉터리의 파일을 나열하므로 read도 호출됩니다.
fork 및 exec 명령을 통해 Linux 커널에 대한 쉘 액세스가 가능합니다. 동일한 스레드에서 생성할 수 있습니다.
strace를 사용하여 ls로 인한 시스템 호출을 확인하세요. 포크가 없는 것은 사실이지만 어떤 쉘 명령을 실행하면 포크가 호출되기 때문입니다
execve의 변형은 새로운 프로세스를 생성하고 교체하는 것입니다. 새 프로세스로 원래 프로세스를 삭제합니다.
먼저 시스템 호출이 무엇인지 논의해 볼까요?
사용자는 UNIX/Linux에서 직접 제공하는 소수의 기능을 이용하여 파일 및 장치에 접근하고 제어할 수 있습니다. 이러한 기능이 시스템 호출[1]입니다. 系统调用[1]。
使用strace ls命令我们可以查看ls命令使用到的系统调用[2]，其中一部分输出内容如下:
open(".", O_RDONLY|O_NONBLOCK|O_LARGEFILE|O_DIRECTORY|O_CLOEXEC) = 3
getdents64(3, /* 68 entries */, 32768) = 2240
getdents64(3, /* 0 entries */, 32768) = 0
close(3) = 0open系统调用打开当前目录文件，返回获得的文件描述符。可以看到该文件使用O_RDONLY标志打开。
只要该文件是用O_RDONLY或O_RDWR标志打开的，就可以用read()系统调用从该文件中读取字节[3]。
所以ls要用到read系统调用。除此之外，任何shell命令都会创建进程，都会用到exec系统调用。
回过头来梳理一下我们对于这些概念可能产生的疑惑：
每个运行中的程序被称为进程[1]
Unix将进程创建与加载一个新进程映象分离。这样的好处是有更多的余地对两种操作进行管理。当我们创建了一个进程之后，通常将子进程替换成新的进程映象。所以任何shell命令都会创建进程，都会用到exec系统调用。
例如：在shell命令行执行ps命令，实际上是shell进程调用fork复制一个新的子进程，在利用exec系统调用将新产生的子进程完全替换成ps进程。
用exec函数可以把当前进程替换为一个新进程，且新进程与原进程有相同的PID。exec名下是由多个关联函数组成的一个完整系列[4]
调用fork创建新进程后，父进程与子进程几乎一模一样[1，p398]。
fork是一个UNIX术语，当fork一个进程（一个运行中的程序）时，基本上是复制了它，并且fork后的两个进程都从当前执行点继续运行，并且每个进程都有自己的内存副本。
原进程是父进程，新进程是子进程。可以通过fork()
strace ls 명령을 사용하면 ls 명령[2]에서 사용되는 시스템 호출을 볼 수 있습니다. 출력의 일부는 다음과 같습니다.
#include<unistd.h>
#include<stdio.h>
#define LEN 10
int main()
{
pid_t id=getpid();
printf("Main pid: %d \n",id);
int i;
pid_t res=fork();
if(res==0)
{
for(i =0;i<LEN;i++)
{
pid_t id1=getpid();
printf("%d ",id1);
printf("Child process:%d\n",i);
}
}
else
{
printf("res %d\n",res);
for(i=0;i<LEN;i++)
{
pid_t id2=getpid();
printf("%d ",id2);
printf("parent process:%d\n",i);
}
}
printf("THE END\n");
return 0;
}
/*output
Main pid: 10965
res 10966
10965 parent process:0
10965 parent process:1
10965 parent process:2
10965 parent process:3
10965 parent process:4
10965 parent process:5
10965 parent process:6
10965 parent process:7
10965 parent process:8
10965 parent process:9
10966 Child process:0
10966 Child process:1
THE END
10966 Child process:2
10966 Child process:3
10966 Child process:4
10966 Child process:5
10966 Child process:6
10966 Child process:7
10966 Child process:8
10966 Child process:9
THE END
*/read() 시스템 호출[3]을 사용하여 파일에서 바이트를 읽을 수 있습니다. 그래서 ls는 read 시스템 호출을 사용해야 합니다. 또한 프로세스를 생성하는 모든 쉘 명령은 exec 시스템 호출을 사용합니다. 다시 돌아가 이러한 개념에 대해 우리가 가질 수 있는 의심을 정리해 보겠습니다. 예를 들어 쉘 명령줄에서 ps 명령을 실행하면 쉘 프로세스는 실제로 새로운 하위 프로세스를 복사하기 위해 포크를 호출한 다음 exec 시스템 호출을 사용하여 새로 생성된 하위 프로세스를 ps 프로세스로 완전히 대체합니다.
🎜exec 기능을 사용하여 현재 프로세스를 새 프로세스로 교체하면 새 프로세스는 원래 프로세스와 동일한 PID를 갖습니다. exec라는 이름 아래에는 여러 관련 함수로 구성된 완전한 시리즈가 있습니다[4]🎜🎜fork를 호출하여 새 프로세스를 생성한 후 상위 프로세스와 하위 프로세스는 거의 동일합니다[1, p398]. 🎜🎜fork는 UNIX 용어로 프로세스(실행 중인 프로그램)가 Fork되면 기본적으로 복사되며, Fork 이후의 두 프로세스는 모두 현재 실행 지점부터 계속 실행되며 각 프로세스는 고유한 메모리 복사본을 갖습니다. 🎜🎜원래 프로세스는 상위 프로세스이고 새 프로세스는 하위 프로세스입니다.fork()의 반환 값으로 구별할 수 있습니다. 🎜🎜🎜부모 프로세스의 포크 호출은 새 자식 프로세스의 pid(프로세스 ID)를 반환하고, 자식 프로세스의 포크 호출은 0🎜🎜🎜을 반환합니다. 예: 🎜#include<string.h>
#include <errno.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include<unistd.h>
char command[256];
void main()
{
int rtn; /*子进程的返回数值*/
while(1) {
/* 从终端读取要执行的命令 */
printf( ">" );
fgets( command, 256, stdin );
command[strlen(command)-1] = 0;
if ( fork() == 0 ) {/* 子进程执行此命令 */
execlp( command, NULL );
/* 如果exec函数返回，表明没有正常执行命令，打印错误信息*/
perror( command );
exit( errno );
}
else {/* 父进程， 等待子进程结束，并打印子进程的返回值 */
pid_t sonid=wait ( &rtn );
printf(" child pid: %d\n",sonid);
printf( " child process return %d\n", rtn );
}
}
}
/*output:错误命令、需要参数命令、正确命令
>aa
aa: No such file or directory
child pid: 11230
child process return 512
>echo
A NULL argv[0] was passed through an exec system call.
child pid: 11231
child process return 134
>ps
child pid: 11247
child process return 139
*/#include<unistd.h> ssize_t read(int filedes, void *buf, size_t nbytes);
对内核而言，所有打开的文件都通过文件描述符引用[7]。文件描述符是非负整数，范围是[0,OPEN_MAX -1]。现在OPEN_MAX 一般为64
但是[7]又说对于FreeBSD 8.0，Linux 3.2.0 ，Mac OS X 10.6.8等， fd变化范围几乎无限，只受到存储器数量、int字长以及系统管理员所配置的软限制和硬限制的约束。。。why？
当open或者create一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。
当读、写一个文件时，使用open或create返回的文件描述符标识该文件，将其作为参数传送给read / write
按照惯例，fd为0 / 1 / 2分别关联STDIN_FILENO / STDOUT_FILENO / STDERR_FILENO。这些常量也定义在unistd.h.
包括exec、fork、read、write在内，许多系统调用包含在unistd.h头文件中
POSIX,Portable Operating System Interface。是UNIX系统的一个设计标准,很多类UNIX系统也在支持兼容这个标准,如Linux。unistd.h是POSIX标准定义的unix类系统定义符号常量的头文件，包含了许多UNIX系统服务的函数原型[5]。在该头文件，用于访问设备驱动程序的底层函数（系统调用）有这五个：open/close/read/write/ioctl[1]。
[7]中提到大多数文件I/O用到的5个函数为：open/read/write/lseek/close
调用read函数从打开文件中读数据。
#include<unistd.h> ssize_t read(int filedes, void *buf, size_t nbytes);
返回值：
成功，读出的字节数；
失败，-1；
遇到文件尾，0
有多种情况可使实际读到的字节数少于要求读的字节数：
例如，若在到达文件尾端之前还有30个字节，而要求读100个字节，则read返回30，下一次再调用read时，它将回0。
当从终端设备读时，通常一次最多读一行
当从网络读时，网络中的缓冲机构可能造成返回值小于所要求读的字节数。
当从管道或FIFO读时，如若管道包含的字节少于所需的数量，那么read将只返回实际可用的字节数。
当从某些面向记录的设备（例如磁盘）读时，一次最多返回一个记录。
当某一信号造成中断，而已经读了部分数据量时。读操作从文件的当前偏移量出开始，在成功返回之前，该偏移量将增加实际独到的字节数
read的经典原型定义则是：
int read(int fd, char*buf, unsigned nbytes);
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