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BEZEICHNUNG
clone, __clone2 - erzeugt einen Kindprozess
ÜBERSICHT
/* Prototyp für die Glibc-Wrapper-Funktion */
#define _GNU_SOURCE
#include <sched.h>
int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack,
int flags, void *arg, …
/* pid_t *ptid, void *newtls, pid_t *ctid */ );
/* Für den Prototyp des den rohen Systemaufrufs siehe ANMERKUNGEN */
BESCHREIBUNG
clone() erzeugt auf eine ähnliche Weise wie fork(2) einen neuen Prozess.
Diese Seite beschreibt sowohl die clone()-Wrapper-Funktion von Glibc als auch den
darunterliegenden Systemaufruf, auf dem sie basiert. Der Haupttext erklärt die
Wrapper-Funktion. Die Unterschiede zum rohen Systemaufruf werden gegen Ende dieser Seite
erläutert.
Im Gegensatz zu fork(2) erlaubt clone(), dass der Kindprozess Teile seines Kontextes mit
dem aufrufenden Prozess teilt. Dazu zählen der virtuelle Adressraum, die Tabelle der
Dateideskriptoren und die Tabelle der Signal-Handler. (Beachten Sie, dass »aufrufender
Prozess« auf dieser Handbuchseite »Elternprozess« entspricht. Aber lesen Sie im Folgenden
die Beschreibung von CLONE_PARENT.)
clone() wird benutzt, um Threads zu implementieren: mehrere Steuerflüsse in einem
Programm, die gleichzeitig in einem gemeinsamen Speicherbereich ausgeführt werden.
Wird mit clone() ein Kindprozess erzeugt, beginnt es die Ausführung durch Aufruf der
Funktion, auf die das Argument fn zeigt. (Dies ist ein Unterschied zu fork(2), wo die
Ausführung im Kindprozess vom Punkt des fork(2)-Aufrufs fortfährt.) Das Argument arg wird
als Argument der Funktion fn übergeben.
Kehrt die Funktion fn(arg) zurück, so beendet sich der Kindprozess. Der Ganzzahlwert, der
von fn zurückgeliefert wird, entspricht dem Exit-Status des Kindprozesses. Der Kindprozess
kann auch durch den expliziten Aufruf von exit(2) oder durch den Empfang eines fatalen
Signals beendet werden.
Das Argument child_stack bestimmt den Ort des Stapelspeichers, der vom Kindprozess
verwendet wird. Da der aufrufende und der Kindprozess sich Speicherbereiche teilen können,
kann der Kindprozess nicht auf dem selben Stapelspeicher wie der aufrufende Prozess
laufen. Der aufrufende Prozess muss daher einen Speicherbereich als Stapelspeicher für den
Kindprozess bereithalten und per clone einen Zeiger darauf an den Kindprozess übergeben.
Der Stapelspeicher wächst (mit Ausnahme der PA-Prozessoren von HP) auf allen von Linux
unterstützten Prozessoren nach unten, so dass child_stack für gewöhnlich auf die oberste
Adresse im bereitgehaltenen Speicherbereich zeigt.
Das niederwertige Byte von flags enthält die Nummer des Beendigungssignals, das an den
Elternprozess gesandt wird, wenn der Kindprozess endet. Falls dieses Signal als etwas
anderes als SIGCHLD angegeben wurde, dann muss der Elternprozess die Optionen __WALL oder
__WCLONE angeben, wenn er mit wait(2) auf den Kindprozess wartet. Falls kein Signal
angegeben wurde, wird dem Elternprozess nicht signalisiert, wenn der Kindprozess endet.
flags kann darüber hinaus noch durch bitweises »ODER« mit keiner oder mehreren der
folgenden Konstanten verknüpft werden. Dadurch wird festgelegt, welche Ressourcen sich
Eltern- und Kindprozess teilen:
CLONE_CHILD_CLEARTID (seit Linux 2.5.49)
Die Kind-Thread-Kennung an der Stelle ctid im Kindspeicher bereinigen (nullen),
wenn das Kind existiert und beim Futex (»fast userspace mutual exclusion«/schneller
gegenseitiger Ausschluss im Userspace) an dieser Adresse aufwachen lassen. Die
betroffene Adresse könnte durch den Systemaufruf set_tid_address(2) geändert
werden. Dies wird von Threading-Bibliotheken benutzt.
CLONE_CHILD_SETTID (seit Linux 2.5.49)
Speichert die Kind-Thread-Kennung an der Stelle ctid im Kindspeicher. Die
Speicheraktion wird abgeschlossen, bevor clone() die Steuerung an den Benutzerraum
im Kindprozess zurückgibt. (Beachten Sie, dass die Speicheraktion noch nicht
abgeschlossen sein könnte, bevor clone() den Elternprozess zurückliefert, was
relevant wird, wenn auch der Schalter CLONE_VM eingesetzt wird.)
CLONE_FILES (since Linux 2.0)
Ist CLONE_FILES gesetzt, teilen sich der aufrufende und der Kindprozess ihre
Dateideskriptor-Tabellen. Jeder Dateideskriptor, der im aufrufenden Prozess oder
vom Kindprozess erzeugt wird, ist auch im anderen Prozess gültig. Ebenso wirkt sich
das Schließen eines Dateideskriptors oder das Ändern der zugehörigen Schalter
(benutzen der F_SETFD-Operation von fcntl(2)) auf den anderen Prozess aus. Falls
sich ein Prozess eine Dateideskriptor-Tabelle teilt und execve(2) aufruft, wird
seine Dateideskriptor-Tabelle dupliziert (nicht länger geteilt).
Ist CLONE_FILES nicht gesetzt, erbt der Kindprozess zur Ausführungszeit von clone()
eine Kopie der aktuell geöffneten Dateideskriptoren. Anschließende Aktionen, die
Dateideskriptoren öffnen oder schließen bzw. deren Schalter ändern, werden entweder
vom aufrufenden Prozess oder dem Kindprozess durchgeführt und betreffen nicht den
jeweils anderen Prozess. Beachten Sie aber, dass sich die duplizierten
Dateideskriptoren im Kind auf die gleiche offene Dateideskription wie der
korrespondierende Dateideskriptor im aufrufenden Prozess bezieht und sich daher den
Dateiversatz und die Dateistatusschalter mit diesem teilt (siehe open(2)).
CLONE_FS (seit Linux 2.0)
Ist CLONE_FS gesetzt, teilen sich aufrufender Prozess und Kindprozess ihre
Informationen über das Dateisystem. Dazu zählen der Ort des Wurzelverzeichnisses,
das aktuelle Arbeitsverzeichnis und die Maske der Dateizugriffsrechte (umask).
Jeder Aufruf von chroot(2), chdir(2) oder umask(2), entweder durch den aufrufenden
Prozess oder den Kindprozess, beeinflusst auch den jeweils anderen Prozess.
Ist CLONE_FS nicht gesetzt, arbeitet der Kindprozess von clone() mit einer Kopie
der Dateisysteminformationen des aufrufenden Prozesses zur Zeit des
clone()-Aufrufs. Spätere Aufrufe von chroot(2), chdir(2) oder umask(2) beeinflussen
den anderen Prozess nicht.
CLONE_IO (seit Linux 2.6.25)
Ist CLONE_FS gesetzt, teilt sich der neue Prozess einen E/A-Kontext mit dem
aufrufenden Prozess. Falls dieser Schalter nicht gesetzt ist (wie bei fork(2)), hat
der neue Prozess seinen eigenen E/A-Kontext.
Der E/A-Kontext entspricht dem E/A-Gültigkeitsbereich des Platten-Steuerprogramms,
d.h. welches das E/A-Steuerprogramm zur Modellplanung für E/As des Prozesses
benutzt. Falls sich Prozesse den gleichen E/A-Kontext teilen, werden sie vom
E/A-Steuerprogramm als ein einziger betrachtet. Als Konsequenz daraus müssen sie
sich die gleiche Plattenzeitzugriffzeit teilen. Einige E/A-Steuerprogramme
ermöglichen zwei Prozessen, die einen E/A-Kontext teilen, ihren Plattenzugriff zu
verzahnen. Falls mehrere Prozesse E/A im Auftrag des gleichen Prozesses durchführen
(aio_read(3) zum Beispiel), sollten sie für eine bessere E/A-Leistung CLONE_IO
verwenden.
Falls der Kernel nicht mit der Option CONFIG_BLOCK konfiguriert wurde, bewirkt
dieser Schalter nichts.
CLONE_NEWCGROUP (seit Linux 4.6)
Erstellt den Prozess in einem neuen cgroup-Namensraum. Falls dieser Schalter nicht
gesetzt ist, dann wird (wie mit fork(2)) der Prozess in den gleichen
cgroup-Namensräumen wie der aufrufende Prozess erstellt. Der Schalter ist für die
Implementierung von Containern gedacht.
Weitere Informationen über cgroup-Namensräume finden Sie unter
cgroup_namespaces(7).
Nur ein privilegierter Prozess (CAP_SYS_ADMIN) kann CLONE_NEWCGROUP angeben.
CLONE_NEWIPC (seit Linux 2.6.19)
Ist CLONE_NEWIPC gesetzt, dann wird der Prozess in einem neuen IPC-Namensraum
erstellt. Falls dieser Schalter nicht gesetzt ist, dann wird der Prozess (wie bei
fork(2)) im gleichen IPC-Namensraum wie der aufrufende Prozess erstellt. Dieser
Schalter ist für die Implementierung von Containern gedacht.
Ein IPC-Namensraum stellt eine isolierte Ansicht von System-V-IPC-Objekten (siehe
sysvipc(7)) und (seit 2.6.30) POSIX-Nachrichtenwarteschlangen (siehe
mq_overview(7)) bereit. Das gemeinsame Merkmal dieser IPC-Mechanismen ist, dass
IPC-Objekte durch andere Mechanismen als Dateisystempfadnamen identifiziert werden.
Objekte, die in einem IPC-Namensraum erstellt wurden, sind für alle anderen
Prozesse sichtbar, die Mitglieder des Namensraums sind. Die Objekte sind jedoch
nicht für Prozesse in anderen Namensräumen sichtbar.
Wenn ein IPC-Namensraum zerstört wird, d.h. wenn der letzte Prozess im Namensraum
beendet wird, werden alle IPC-Objekte im Namensraum automatisch zerstört.
Nur ein privilegierter Prozess (CAP_SYS_ADMIN) kann CLONE_NEWIPC angeben. Dieser
Schalter darf nicht zusammen mit CLONE_SYSVSEM angegeben werden.
Weitere Informationen zu IPC-Namensräumen finden Sie in namespaces(7).
CLONE_NEWNET (seit Linux 2.6.24)
(Die Implementierung dieses Schalters wurde erst ungefähr mit der Kernel-Version
2.6.29 abgeschlossen.)
Wenn CLONE_NEWNET gesetzt ist, dann wird der Prozess in einem neuen
Netzwerk-Namensraum erstellt. Falls dieser Schalter nicht gesetzt ist, dann wird
der Prozess (wie mit fork(2)) im gleichen Netzwerk-Namensraum wie der aufrufende
Prozess erstellt. Dieser Schalter ist für die Implementierung von Containern
gedacht.
Ein Netzwerk-Namensraum stellt eine isolierte Ansicht des Netzwerk-Stapelspeichers
(Netzwerkgeräteschnittstellen, IPv4- und IPv6-Protokoll-Stapelspeicher,
IP-Routing-Tabellen, Firewall-Regeln, die Verzeichnisbäume /proc/net und
/sys/class/net, Sockets, etc.) bereit. Ein physisches Netzwerkgerät kann in genau
einem Netzwerknamensraum bestehen. Ein virtuelles Netzwerkgerätepaar (veth(4))
stellt eine einer Pipe ähnliche Abstraktion bereit, die benutzt werden kann, um
Tunnel zwischen Netzwerk-Namensräumen aufzubauen und eine Brücke in ein physisches
Netzwerkgerät in einem anderen Namensraum zu erstellen.
Wenn ein Netzwerk-Namensraum freigegeben wird, d.h. wenn der letzte Prozess im
Namensraum beendet wird, werden seine physischen Netzwerkgeräte zurück in den
ursprünglichen Namensraum verschoben (nicht zum Elternprozess). Weitere
Informationen zu Netzwerk-Namensräumen finden Sie in namespaces(7).
Nur ein privilegierter Prozess (CAP_SYS_ADMIN) kann CLONE_NEWNET angeben.
CLONE_NEWNS (seit Linux 2.4.19)
Wenn der Schalter CLONE_NEWNS gesetzt ist, wird der geklonte Kindprozess in einem
neuen, eingehängten Namensraum gestartet, der mit einer Kopie des Namensraums des
Elternprozesses initialisiert wurde. Wenn CLONE_NEWNS nicht gesetzt ist, bleibt der
Kindprozess im gleichen Namensraum wie der Elternprozess.
Nur ein privilegierter Prozess (einer der die Fähigkeit CAP_SYS_ADMIN hat) kann den
Schalter CLONE_NEWNS angeben. Es ist nicht erlaubt, sowohl CLONE_NEWNS als auch
CLONE_FS im gleichen Aufruf von clone() anzugeben.
Für weitere Informationen über Einhängenamensräume lesen Sie namespaces(7) und
mount_namespaces(7)
CLONE_NEWPID (seit Linux 2.6.24)
Wenn CLONE_NEWPID gesetzt ist, dann wird der Prozess in einem neuen PID-Namensraum
erstellt. Falls dieser Schalter nicht gesetzt ist (wie mit fork(2)), dann wird der
Prozess in dem gleichen PID-Namensraum wie der aufrufende Prozess erstellt. Der
Schalter ist für die Implementierung von Containern gedacht.
Weitere Informationen zu PID-Namensräumen finden Sie in namespaces(7) und
pid_namespaces(7).
Nur ein privilegierter Prozess (CAP_SYS_ADMIN) kann CLONE_NEWPID angeben. Dieser
Schalter darf nicht zusammen mit CLONE_THREAD oder CLONE_PARENT angegeben werden.
CLONE_NEWUSER
(Dieser Schalter hatte für clone() erstmals in Linux 2.6.23 eine Bedeutung, die
aktuelle clone()-Semantik wurde in Linux 3.5 aufgenommen und die letzten Anteile,
um Benutzernamensräume komplett nutzbar zu bekommen, wurden in Linux 3.8
aufgenommen.)
Wenn CLONE_NEWUSER gesetzt ist, dann wird der Prozess in einem neuen
Benutzer-Namensraum erstellt. Falls dieser Schalter nicht gesetzt ist, dann wird
der Prozess (wie mit fork(2)) im gleichen Benutzer-Namensraum wie der aufrufende
Prozess erstellt.
Vor Linux 3.8 verlangte die Verwendung von CLONE_NEWUSER, dass der Aufrufende drei
Capabilities hatte: CAP_SYS_ADMIN, CAP_SETUID und CAP_SETGID. Seit Linux 3.8 werden
für die Erstellung eines Benutzernamensraums keine Privilegien benötigt.
Dieser Schalter kann nicht zusammen mit CLONE_THREAD oder CLONE_PARENT angegeben
werden. Aus Sicherheitsgründen darf CLONE_NEWUSER nicht zusammen mit CLONE_FS
angegeben werden.
Für weitere Informationen über Benutzernamensräume lesen Sie namespaces(7) und
user_namespaces(7).
CLONE_NEWUTS (seit Linux 2.6.19)
Falls CLONE_NEWUTS gesetzt ist, erzeugt der Prozess einen neuen UTS-Namensraum,
dessen Bezeichner durch Duplizieren der Bezeichner aus dem UTS-Namensraum des
aufrufenden Prozesses initialisiert werden. Wenn dieser Schalter nicht gesetzt ist
(wie mit fork(2)), dann wird der Prozess im gleichen UTS-Namensraum wie der
aufrufende Prozess erzeugt. Dieser Schalter ist für die Implementierung von
Containern gedacht.
Ein UTS-Namensraum ist eine Zusammenstellung von Bezeichnern, die von uname(2)
zurückgegeben werden; von denen können der Domain-Name und der Rechnername durch
setdomainname(2) beziehungsweise sethostname(2) geändert werden. Änderungen, die an
Bezeichnern in einem UTS-Namensraum vorgenommen werden, sind für alle anderen
Prozesse im gleichen Namensraum sichtbar, nicht jedoch für Prozesse in anderen
UTS-Namensräumen.
Nur ein privilegierter Prozess (CAP_SYS_ADMIN) kann CLONE_NEWUTS angeben.
Weitere Informationen zu UTS-Namensräumen finden Sie in namespaces(7).
CLONE_PARENT (seit Linux 2.3.12)
Falls CLONE_PARENT gesetzt ist, dann wird der Elternprozess des neuen Kindprozesses
(wie er von getppid(2) zurückgegeben wird) der gleiche wie der aufrufende Prozess
sein.
Falls CLONE_PARENT nicht gesetzt ist (wie bei fork(2)), dann ist der Elternprozess
des Kindprozesses der aufrufende Prozess.
Beachten Sie, dass dem Elternprozess, wie er von getppid(2) zurückgegeben wird,
signalisiert wird wenn der Kindprozess endet. Wenn also CLONE_PARENT gesetzt ist,
wird dem Elternprozess des aufrufenden Prozesses anstatt dem aufrufenden Prozess
selbst das Signal gesandt.
CLONE_PARENT_SETTID (seit Linux 2.5.49)
Die Kindprozess-Thread-Kennung an der Stelle ptid im Elternspeicher ablegen. (In
Linux 2.5.32-2.5.48 gab es einen Schalter CLONE_SETTID, der das tat.) Die
Speicheraktion wird abgeschlossen, bevor clone() die Steuerung an den Benutzerraum
zurückgibt.
CLONE_PID (Linux 2.0 bis 2.5.15)
Falls CLONE_PID gesetzt ist, wird der Kindprozess mit der gleichen Prozesskennung
wie der aufrufende Prozess erstellt. Dies ist gut, um das System zu hacken, aber
andererseits zu nicht viel mehr zu gebrauchen. Seit Linux 2.3.21 konnte dieser
Schalter nur durch den Boot-Prozess angegeben werden (PID 0). Dieser Schalter
verschwand in Linux 2.5.16 komplett aus den Kernelquellen. Seitdem ignoriert der
Kernel dieses Bit, falls es in flags festgelegt ist.
CLONE_PIDFD (since Linux 5.2)
If CLONE_PIDFD is set, clone() stores a PID file descriptor referring to the child
process at the location ptid in the parent's memory. The close-on-exec flag is set
on this new file descriptor. PID file descriptors can be used for the purposes
described in pidfd_open(2).
Since the ptid argument is used to return the PID file descriptor, CLONE_PIDFD
cannot be used with CLONE_PARENT_SETTID.
It is currently not possible to use this flag together with CLONE_THREAD. This
means that the process identified by the PID file descriptor will always be a
thread-group leader.
For a while there was a CLONE_DETACHED flag. This flag is usually ignored when
passed along with other flags. However, when passed alongside CLONE_PIDFD, an error
is returned. This ensures that this flag can be reused for further PID file
descriptor features in the future.
CLONE_PTRACE (seit Linux 2.2)
Falls CLONE_PTRACE angegeben ist und der aufrufende Prozess verfolgt wird, dann
wird der Kindprozess ebenfalls verfolgt (siehe ptrace(2)).
CLONE_SETTLS (seit Linux 2.5.32)
Der TLS (Thread Local Storage)-Deskriptor ist auf newtls gesetzt.
Die Interpretation von newtls und der resultierende Effekt ist architekturabhängig.
Auf X86 ist newtls als ein struct user_desc * interpretiert (siehe
set_thread_area(2)). Auf X86-64 ist es der neue für das Basisregister %fs zu
setzende Wert (siehe das Argument ARCH_SET_FS von arch_prctl(2)). Auf Architekturen
mit einem dedizierten TLS-Register ist es der neue Wert dieses Registers.
CLONE_SIGHAND (seit Linux 2.0)
Ist CLONE_SIGHAND gesetzt, teilen sich der aufrufende Prozess und der Kindprozess
die Tabelle der Signal-Handler. Ruft einer der beiden Prozesse sigaction(2) auf, um
das Antwortverhalten auf ein Signal zu verändern, so betrifft dies auch den anderen
Prozess. Jedoch besitzen aufrufender Prozess und Kindprozess nach wie vor getrennte
Signalmasken und getrennte Listen der noch ausstehenden Signale. Daher könnten
Signale durch Aufruf von sigprocmask(2) für einen Prozess geblockt oder zugelassen
werden ohne den anderen Prozess zu beeinflussen.
Ist CLONE_SIGHAND nicht gesetzt, erbt der Kindprozess durch den clone-Aufruf eine
Kopie des Signal-Handlers vom aufrufenden Prozess. Spätere Aufrufe von sigaction(2)
durch einen der Prozesse hat dann keine Auswirkung auf den anderen Prozess.
Seit Linux 2.6.0 müssen die flags außerdem CLONE_VM enthalten, falls CLONE_SIGHAND
angegeben wurde.
CLONE_STOPPED (seit Linux 2.6.0)
Falls CLONE_STOPPED gesetzt ist, ist der Kindprozess anfangs gestoppt (als ob ein
SIGSTOP-Signal gesendet worden wäre) und muss durch Senden eines SIGCONT-Signals
wieder aufgenommen werden.
Dieser Schalter war ab Linux 2.6.25 missbilligt und wurde in Linux 2.6.38
vollständig entfernt. Seitdem ignoriert der Kernel ihn ohne Fehler. Seit Linux 4.6
wird dasselbe Bit für den Schalter CLONE_NEWCGROUP wiederverwendet.
CLONE_SYSVSEM (seit Linux 2.5.10)
Wenn CLONE_SYSVSEM gesetzt ist, dann teilen sich der Kindprozess und der aufrufende
Prozess eine einzige Liste von System-V-Semaphore-Anpassungswerten, (siehe
semop(2)). In diesem Fall sammelt die gemeinsame Liste semadj Werte über alle
Prozesse, die die Liste gemeinsam nutzen und Semaphore-Anpassungen werden nur
durchgeführt, wenn der letzte Prozess, der die Liste gemeinsam nutzt, sich beendet
(oder mittels unshare(2) aufhört, die Liste mitzunutzen). Falls dieser Schalter
nicht gesetzt ist, besitzt der Kindprozess eine separate semadj-Liste, die anfangs
leer ist.
CLONE_THREAD (seit Linux 2.4.0)
Falls CLONE_THREAD gesetzt ist, wird der Kindprozess in die gleiche Thread-Gruppe
wie der aufrufende Prozess platziert. Um den Rest der Diskussion von CLONE_THREAD
leserlicher zu machen, wird der Begriff »Thread« benutzt, um Bezug auf Prozesse
innerhalb einer Thread-Gruppe zu nehmen.
Thread-Gruppen waren ein Leistungsmerkmal, das in Linux 2.4 hinzugefügt wurde, um
den POSIX-Thread-Gedanken von einer Thread-Zusammenstellung zu unterstützen, die
sich eine einzelne PID teilt. Intern ist diese gemeinsame PID ein sogenannter
Thread-Gruppen-Bezeichner (TGID) für die Thread-Gruppe. Seit Linux 2.4 geben
Aufrufe von getpid(2) die TGID des Aufrufers zurück.
Die Threads innerhalb einer Gruppe können durch ihre (systemweit) einheitliche
Thread-Kennung (TID) unterschieden werden. Die TID eines neuen Threads ist als
Funktionsergebnis verfügbar, das an den Aufrufenden von clone() zurückgegeben wird.
Ein Thread kann durch Benutzen von gettid(2) seine eigene TID erhalten.
Wenn clone() ohne Angabe von CLONE_THREAD aufgerufen wurde, dann wird der
resultierende Thread in eine neue Thread-Gruppe platziert, deren TGID der TID des
Threads entspricht. Dieser Thread ist der Führer der neuen Thread-Gruppe.
Ein neuer mit CLONE_THREAD erzeugter Thread hat den gleichen Elternprozess wie der,
der clone() aufruft (d.h. wie CLONE_PARENT), so dass Aufrufe von getppid(2) den
gleichen Wert für alle Threads in der Thread-Gruppe zurückliefern. Wenn ein
CLONE_THREAD-Thread endet, wird dem Thread, der ihn per clone() erstellt hat, weder
ein SIGCHLD-Signal (oder ein anderes Ende-Signal) gesandt, noch kann der Status
eines solchen Threads per wait(2) abgefragt werden. (Der Thread wird als losgelöst
bezeichnet.)
Nachdem alle Threads in einer Thread-Gruppe beendet sind, wird dem Elternprozess
ein SIGCHLD-Signal (oder ein anderes Ende-Signal) gesandt.
Falls einige der Threads in einer Thread-Gruppe ein execve(2) durchführen, dann
werden alle Threads außer dem Thread-Führer beendet und das neue Programm wird im
Thread-Gruppenführer ausgeführt.
Falls einer der Threads in einer Thread-Gruppe per fork(2) einen Kindprozess
erzeugt, dann kann jeder Thread in der Gruppe wait(2) für diesen Kindprozess
ausführen.
Seit Linux 2.5.35 müssen die flags auch CLONE_SIGHAND enthalten, wenn CLONE_THREAD
angegeben wurde. Beachten Sie auch, dass seit Linux 2.6.0 CLONE_SIGHAND auch
CLONE_VM enthalten muss.
Signalzuordnungen und -aktionen sind prozessweit: Falls ein nicht abgefangenes
Signal an den Thread geschickt wird, dann wird es alle Mitglieder in der
Thread-Gruppe beeinflussen (beenden, stoppen, fortfahren, darin ignoriert werden).
Jeder Thread hat seine eigene Signalmaske, wie von sigprocmask(2) gesetzt.
A signal may be process-directed or thread-directed. A process-directed signal is
targeted at a thread group (i.e., a TGID), and is delivered to an arbitrarily
selected thread from among those that are not blocking the signal. A signal may be
process-directed because it was generated by the kernel for reasons other than a
hardware exception, or because it was sent using kill(2) or sigqueue(3). A
thread-directed signal is targeted at (i.e., delivered to) a specific thread. A
signal may be thread directed because it was sent using tgkill(2) or
pthread_sigqueue(3), or because the thread executed a machine language instruction
that triggered a hardware exception (e.g., invalid memory access triggering SIGSEGV
or a floating-point exception triggering SIGFPE).
Ein Aufruf von sigpending(2) liefert eine Signalmenge zurück, die die Vereinigung
der anhängigen Prozess-orientierten Signale und der Signale, die für den
aufrufenden Thread anhängig sind, ist.
Falls ein Prozess-orientiertes Signal an eine Thread-Gruppe ausgeliefert wird und
die Thread-Gruppe einen Handler für dieses Signal installiert hat, dann dann wird
der Handler in exakt einem willkürlich ausgewählten Mitglied der Thread-Gruppe
aufrufen, das das Signal nicht blockiert hat. Falls mehrere Threads in einer Gruppe
darauf warten das gleiche Signal per sigwaitinfo(2) zu akzeptieren, wird der Kernel
einen dieser Threads willkürlich auswählen, um das Signal zu empfangen.
CLONE_UNTRACED (seit Linux 2.5.46)
Falls CLONE_UNTRACED angegeben ist, kann ein verfolgender Prozess kein CLONE_PTRACE
auf diesem Kindprozess erzwingen.
CLONE_VFORK (seit Linux 2.2)
Falls CLONE_VFORK gesetzt ist, wird die Ausführung des aufrufenden Prozesses
aufgeschoben bis der Kindprozess seine virtuellen Speicherressourcen durch Aufrufen
von execve(2) oder _exit(2) (wie bei vfork(2)) freigibt.
Falls CLONE_VFORK nicht gesetzt ist, dann werden sowohl der aufrufende Prozess, als
auch der Kindprozess nach dem Aufruf planbar und eine Anwendung sollte sich nicht
darauf verlassen, dass die Ausführung in einer speziellen Reihenfolge erfolgt.
CLONE_VM (seit Linux 2.0)
Ist CLONE_VM gesetzt, laufen aufrufender Prozess und Kindprozess im selben
Speicherbereich. Insbesondere sind Schreibzugriffe des aufrufenden Prozesses oder
des Kindprozesses in den gemeinsamen Speicher auch vom anderen Prozess aus
sichtbar. Zudem beeinflusst jede Veränderung der Speicher-Mappings mit mmap(2) oder
munmap(2) durch den Kindprozess oder den aufrufenden Prozess auch den jeweils
anderen Prozess.
Ist CLONE_VM nicht gesetzt, erhält der Kindprozess eine eigene Kopie des
Speicherbereichs des aufrufenden Prozesses zur Zeit des clone()-Aufrufs. Führt ein
Prozess Schreibzugriffe auf den Speicher oder Änderungen am Dateispeicher-Mapping
aus, beeinflussen diese Operationen nicht den jeweils anderen, wie bei fork(2).
ANMERKUNGEN
Beachten Sie, dass die Glibc-Wrapperfunktion clone() einige Änderungen am Speicher, auf
den child_stack zeigt, vornimmt (Änderungen, um den Stack korrekt für das Kind
einzurichten), bevor der Systemaufruf clone() ausgelöst wird. Verwenden Sie daher in
Fällen, in denen clone() zur rekursiven Erstellung von Kindern verwandt wird, nicht den
Puffer, der für den Stack der Eltern eingesetzt wird, als Stack der Kinder.
Unterschiede C-Bibliothek/Kernel
Der rohe sys_clone-Systemaufruf entspricht eher fork(2), da er mit der Ausführung des
Kindprozesses am Zeitpunkt des Aufrufs fortfährt. Von daher werden die Argumente fn und
arg der clone()-Wrapper-Funktion weggelassen.
Ein weiterer Unterschied für den rohen Systemaufruf clone() besteht darin, dass das
Argument child_stack NULL sein könnte, so dass in diesem Fall das Kind eine Dublette des
Stacks des Elternprozesses verwendet. (»Copy-on-write«-Semantik stellt sicher, dass der
Kindprozess getrennte Kopien des Stapelspeichers erhält, wenn einer der beiden Prozesse
den Stapelspeicher verändert.) In diesem Fall sollte die Option CLONE_VM nicht angegeben
werden, damit es korrekt funktioniert. (Falls das Kind sich aufgrund des Schalters
CLONE_VM mit dem Elternprozess den Speicher teilt, dann tritt keine
copy-on-write-Duplizierung auf und wahrscheinlich tritt Chaos ein.
Die Reihenfolge der Argumente unterscheidet sich auch im rohen Systemaufruf und es gibt
über die Architekturen hinweg Variationen in den Argumenten, wie dies in den folgenden
Absätzen dargestellt wird.
Die rohe Schnittstelle für Systemaufrufe auf x86-64 und einigen anderen Architekturen
(darunter Sh, Tile, Ia-64 und Alpha) sieht so aus:
long clone(unsigned long flags, void *child_stack,
int *ptid, int *ctid,
unsigned long newtls);
Auf x86-32 und mehreren anderen häufigen Architekturen (darunter Score, ARM, ARM 64,
PA-RISC, Arc, Power PC, Xtensa und MIPS) ist die Reihenfolge der letzten zwei Argumente
gedreht:
long clone(unsigned long flags, void *child_stack,
int *ptid, unsigned long newtls,
int *ctid);
Auf der Cris- und S30-Architektur ist die Reihenfolge der ersten zwei Argumente gedreht:
long clone(void *child_stack, unsigned long flags,
int *ptid, int *ctid,
unsigned long newtls);
Auf der Microblaze-Architektur wird ein zusätzliches Argument übergeben:
long clone(unsigned long flags, void *child_stack,
int stack_size, /* Größe des Stacks */
int *ptid, int *ctid,
unsigned long newtls);
Blackfin, M68k und Sparc
Die Konventionen der Argumentübergabe weichen auf Blackfin, M68k und Sparc von der obigen
Beschreibung ab. Einzelheiten finden Sie in der Kernel- (und Glibc-) Quelle.
Ia64
Auf ia64 wird eine andere Schnittstelle benutzt:
int __clone2(int (*fn)(void *),
void *child_stack_base, size_t stack_size,
int flags, void *arg, …
/* pid_t *ptid, struct user_desc *tls,
pid_t *ctid */ );
Der oben gezeigte Prototyp ist für die Glibc-Wrapper-Funktion; für den Systemaufruf selbst
wird der Prototyp wie folgt beschrieben (er ist identisch zum clone()-Prototyp auf
Microblaze):
long clone2(unsigned long flags, void *child_stack_base,
int stack_size, /* Größe des Stacks */
int *ptid, int *ctid,
unsigned long tls);
__clone2() arbeitet auf die gleiche Weise wie clone(), außer dass child_stack_base auf die
niedrigste Adresse im Stapelspeicherbereich des Kindprozesses zeigt und stack_size die
Größe des Stapelspeichers angibt, auf die child_stack_base zeigt.
Linux 2.4 und älter
Unter Linux 2.4 und früher gab es die Argumente ptid, tls und ctid noch nicht.
RÜCKGABEWERT
Bei Erfolg wird im ausgeführten Thread des Aufrufenden die Thread-Kennung des
Kindprozesses zurückgegeben. Im Fehlerfall wird im Kontext des Aufrufenden -1
zurückgegeben, kein Kindprozess erzeugt und errno entsprechend gesetzt.
FEHLER
EAGAIN Es laufen bereits zu viele Prozesse; siehe fork(2).
EINVAL CLONE_SIGHAND wurde angegeben, aber nicht CLONE_VM. (Seit Linux 2.6.0.)
EINVAL CLONE_THREAD wurde angegeben, aber nicht CLONE_SIGHAND. (Seit Linux 2.5.35.)
EINVAL CLONE_THREAD wurde festgelegt, aber der aktuelle Prozess hatte vorher unshare(2)
mit dem Schalter CLONE_NEWPID aufgerufen oder setns(2) verwandt, um sich wieder
einem PID-Namensraum zuzuordnen.
EINVAL In flags wurden sowohl CLONE_FS als auch CLONE_NEWNS angegeben.
EINVAL (seit Linux 3.9)
In flags wurden sowohl CLONE_NEWUSER als auch CLONE_FS angegeben.
EINVAL In flags wurden sowohl CLONE_NEWIPC als auch CLONE_SYSVSEM angegeben.
EINVAL Eines (oder beides) von CLONE_NEWPID oder CLONE_NEWUSER und eines (oder beides) von
CLONE_THREAD oder CLONE_PARENT wurde in flags angegeben.
EINVAL Wird von der Glibc-Wrapper-Funktion clone() zurückgegeben, wenn ein Wert von Null
für fn oder child_stack angegeben wurde.
EINVAL CLONE_NEWIPC wurde in flags festgelegt, aber der Kernel ist nicht mit den Optionen
CONFIG_SYSVIPC und CONFIG_IPC_NS konfiguriert.
EINVAL CLONE_NEWNET wurde in flags festgelegt, aber der Kernel ist nicht mit der Option
CONFIG_NET_NS konfiguriert.
EINVAL CLONE_NEWPID wurde in flags angegeben, aber der Kernel ist nicht mit der Option
CONFIG_PID_NS konfiguriert.
EINVAL CLONE_NEWUSER wurde in flags festgelegt, aber der Kernel ist nicht mit der Option
CONFIG_USER_NS konfiguriert.
EINVAL CLONE_NEWUTS wurde in flags festgelegt, aber der Kernel ist nicht mit der Option
CONFIG_UTS_NS konfiguriert.
EINVAL child_stack ist nicht an einer geeigneten Grenze für diese Architektur
ausgerichtet. Beispielsweise muss child_stack auf Aarch64 ein Vielfaches von 16
sein.
EINVAL CLONE_PIDFD was specified together with CLONE_DETACHED.
EINVAL CLONE_PIDFD was specified together with CLONE_PARENT_SETTID.
EINVAL CLONE_PIDFD was specified together with CLONE_THREAD.
ENOMEM Es kann nicht ausreichend Speicher für eine Aufgabenstruktur des Kindprozesses
reserviert werden oder um benötigte Teile vom Kontext des Aufrufenden zu kopieren.
ENOSPC (seit Linux 3.7)
CLONE_NEWPID wurde in den Schalter angegeben, aber die Begrenzung der
Verschachtelungstiefe von PID-Namensräumen würde überschritten; siehe
pid_namespaces(7).
ENOSPC (seit Linux 4.9; vorher EUSERS)
CLONE_NEWUSER wurde in flags festgelegt und der Aufruf würde zu einer
Überschreitung der Begrenzung für die Anzahl von verschachtelten
Benutzernamensräumen führen. Siehe user_namespaces(7).
Von Linux 3.11 bis Linux 4.8 war der in diesem Fall diagnostizierte Fehler EUSERS.
ENOSPC (seit Linux 4.9)
Einer der Werte in flags legte die Erstellung eines neuen Benutzer-Namensraums
fest, dadurch würde aber die in der enstprechenden Datei in /proc/sys/user
festgelegte Begrenzung überschritten. Für weitere Details siehe namespaces(7).
EPERM CLONE_NEWCGROUP, CLONE_NEWIPC, CLONE_NEWNET, CLONE_NEWNS, CLONE_NEWPID oder
CLONE_NEWUTS wurde von einem nicht privilegierten Prozess angegeben (Prozess ohne
CAP_SYS_ADMIN).
EPERM CLONE_PID wurde von einem anderen Prozess als Prozess 0 angegeben. (Dieser Fehler
tritt nur unter Linux 2.5.15 und früheren Versionen auf.)
EPERM CLONE_NEWUSER wurde in flags festgelegt, aber weder die effektive Benutzerkennung
noch die effektive Gruppenkennung des Aufrufenden hat eine Abbildung in den
Namensraum der Eltern (siehe user_namespaces(7)).
EPERM (seit Linux 3.9)
CLONE_NEWUSER wurde in flags festgelegt und der Aufrufende ist in einer
Chroot-Umgebung (d.h. das Wurzelverzeichnis des Aufrufenden passt nicht zum
Wurzelverzeichnis des Einhängenamensraums, in dem er sich befindet).
ERESTARTNOINTR (seit Linux 2.6.17)
Ein Systemaufruf wurde durch ein Signal unterbrochen und wird neu gestartet. (Dies
wird nur während einer Verfolgung sichtbar sein.)
EUSERS (Linux 3.11 bis Linux 4.8)
CLONE_NEWUSER wurde in flags festgelegt und die Begrenzung für die Anzahl von
verschachtelten Benutzernamensräumen würde überschritten. Siehe die Diskussion des
Fehlers ENOSPC oben.
KONFORM ZU
clone() ist Linux-spezifisch und sollte nicht in portierbaren Programmen benutzt werden.
ANMERKUNGEN
Der Systemaufruf kcmp(2) kann zum Testen, ob zwei Prozesse sich verschiedene Ressourcen,
wie die Dateideskriptortabelle, die Rücksetz-Aktionen der System-V-Semaphoren oder einen
virtuellen Adressraum, teilen, verwandt werden.
Handler, die mittels pthread_atfork(3) registriert sind, werden während eines Aufrufs von
clone() nicht ausgeführt.
In der Linux 2.4.x-Serie gibt CLONE_THREAD generell dem neuen Prozess nicht den gleichen
Elternprozess, wie dem aufrufenden Prozess. Für die Kernel-Versionen 2.4.7 bis 2.4.18
implizierte der Schalter CLONE_THREAD jedoch den Schalter CLONE_PARENT (wie in Kernel
2.6.0 und neuer).
Für eine Weile gab es CLONE_DETACHED (eingeführt in 2.5.32): Elternprozesse wollen kein
Ende-Signal des Kindprozesses. In Linux 2.6.2 verschwand die Notwendigkeit, dies zusammen
mit CLONE_THREAD zu übergeben. Dieser Schalter ist immer noch definiert, hat aber keine
Auswirkungen.
Auf i386-Architekturen sollte clone() nicht durch vsyscall aufgerufen werden, sondern
direkt durch int $0x80.
FEHLER
GNU-C-Bibliotheksversionen 2.3.4 bis einschließlich 2.24 enthielten eine Wrapper-Funktion
für getpid(2), die Zwischenspeichern von PIDs vornahm. Dieses Zwischenspeichern beruhte
auf der Unterstützung in dem Glibc-Wrapper von clone(), aber Einschränkungen in der
Implementierung bedeuteten, dass unter einigen Umständen der Zwischenspeicher nicht
aktuell war. Insbesondere wenn ein Signal sofort nach dem clone()-Aufruf an den
Kindprozess gesandt wurde, konnte ein Aufruf von getpid(2) in einem Signal-Handler die PID
des aufrufenden Prozesses (des »Elternprozesses«) zurückgeben, falls der Clone-Wrapper
noch keine Chance hatte den PID-Zwischenspeicher im Kindprozess zu aktualisieren. (Diese
Diskussion ignoriert den Fall, dass der Kindprozess mit CLONE_THREAD erstellt wurde, in
dem getpid(2) den gleichen Wert im Kindprozess zurückgeben sollte und im Prozess, der
clone() aufrief, wie sich der Aufrufende und der Kindprozess in der gleichen Thread-Gruppe
befinden. Das Problem des nicht mehr frischen Zwischenspeichers tritt auch auf, wenn das
Argument flags CLONE_VM enthält.) Um die Wahrheit zu erfahren, war es manchmal notwendig
gewesen, Code wie den folgenden zu verwenden:
#include <syscall.h>
pid_t mypid;
mypid = syscall(SYS_getpid);
Aufgrund des Problems mit dem nicht mehr frischem Zwischenspeicher sowie anderen in
getpid(2) bemerkten Problemen, wurde die Funktionalität des PID-Zwischenspeicherns in
Glibc 2.25 entfernt.
BEISPIEL
Das folgende Programm demonstriert die Benutzung von clone() zum Erzeugen eines
Kindprozesses, der in einem separaten UTS-Namensraum ausgeführt wird. Der Kindprozess
ändert in seinem UTS-Namensraum den Rechnernamen. Dann zeigen sowohl Eltern- als auch
Kindprozess den Rechnernamen des Systems an, wodurch sichtbar wird, dass der Rechnername
sich im UTS-Namensraum von Eltern- und Kindprozess unterscheidet. Ein Beispiel für die
Verwendung dieses Programms finden Sie in setns(2).
Programmquelltext
#define _GNU_SOURCE
#include <sys/wait.h>
#include <sys/utsname.h>
#include <sched.h>
#include <string.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#define errExit(Nachricht) do { perror(Nachricht); exit(EXIT_FAILURE); \
} while (0)
static int /* Startfunktion für geklonten Kindprozess */
childFunc(void *arg)
{
struct utsname uts;
/* Rechnername im UTS-Namensraum des Kindprozesses ändern */
if (sethostname(arg, strlen(arg)) == -1)
errExit("sethostname");
/* Rechnernamen abfragen und anzeigen */
if (uname(&uts) == -1)
errExit("uname");
printf("uts.nodename im Kindprozess: %s\n", uts.nodename);
/* Der Namensraum wird für eine Weile durch Schlafen offen gehalten.
Dies ermöglicht etwas zu experimentieren – zum Beispiel
kann ein weiterer Prozess dem Namensraum beitreten. */
sleep(200);
return 0; /* Kindprozess wird nun beendet */
}
#define STACK_SIZE (1024 * 1024) /* Stapelspeichergröße für geklonten
Kindprozess */
int
main(int argc, char *argv[])
{
char *stack; /* Start des Stapelspeicherpuffers */
char *stackTop; /* Ende des Stapelspeicherpuffers */
pid_t pid;
struct utsname uts;
if (argc < 2) {
fprintf(stderr, "Aufruf: %s <Kindprozess-Rechnername>\n", argv[0]);
exit(EXIT_SUCCESS);
}
/* Stapelspeicher für Kindprozess reservieren */
stack = malloc(STACK_SIZE);
if (stack == NULL)
errExit("malloc");
stackTop = stack + STACK_SIZE; /* Annahme, dass Stapelspeicher nach
unten wächst */
/* Es wird ein Kindprozess erzeugt, der seinen eigenen Namensraum hat.
Der Kindprozess beginnt die Ausführung in childFunc() */
pid = clone(childFunc, stackTop, CLONE_NEWUTS | SIGCHLD, argv[1]);
if (pid == -1)
errExit("clone");
printf("clone() gab %ld zurück\n", (long) pid);
/* Elternprozess fällt bis hierher durch */
sleep(1); /* gibt dem Kindprozess Zeit zum Ändern des Rechnernamens */
/* Den Rechnernamen im UTS-Namensraum des Elternprozesses anzeigen.
Dieser wird sich vom Rechnernamen im UTS-Namensraum des Kindprozesses
unterscheiden. */
if (uname(&uts) == -1)
errExit("uname");
printf("uts.nodename im Elternprozess: %s\n", uts.nodename);
if (waitpid(pid, NULL, 0) == -1) /* Warten auf Kindprozess */
errExit("waitpid");
printf("Kindprozess wurde beendet\n");
exit(EXIT_SUCCESS);
}
SIEHE AUCH
fork(2), futex(2), getpid(2), gettid(2), kcmp(2), pidfd_open(2), set_thread_area(2),
set_tid_address(2), setns(2), tkill(2), unshare(2), wait(2), capabilities(7),
namespaces(7), pthreads(7)
KOLOPHON
Diese Seite ist Teil der Veröffentlichung 5.03 des Projekts Linux-man-pages. Eine
Beschreibung des Projekts, Informationen, wie Fehler gemeldet werden können sowie die
aktuelle Version dieser Seite finden sich unter https://www.kernel.org/doc/man-pages/.
ÜBERSETZUNG
Die deutsche Übersetzung dieser Handbuchseite wurde von Daniel Kobras <kobras@linux.de>,
Chris Leick <c.leick@vollbio.de>, Mario Blättermann <mario.blaettermann@gmail.com>, Dr.
Tobias Quathamer <toddy@debian.org> und Helge Kreutzmann <debian@helgefjell.de> erstellt.
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