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BEZEICHNUNG
clone, __clone2 - erzeugt einen Kindprozess
ÜBERSICHT
/* Prototyp für die Glibc-Wrapper-Funktion */
#include <sched.h>
int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack,
int flags, void *arg, …
/* pid_t *ptid, struct user_desc *tls,
pid_t *ctid */ );
/* Prototyp für den rohen Systemaufruf */
long clone(unsigned long flags, void *child_stack,
void *ptid, void *ctid,
struct pt_regs *regs);
Mit der Glibc-Wrapper-Funktion erforderliche Makros (siehe feature_test_macros(7)):
clone():
Seit Glibc 2.14:
_GNU_SOURCE
Vor Glibc 2.14:
_BSD_SOURCE || _SVID_SOURCE
/* _GNU_SOURCE genügt ebenfalls */
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 Speicherplatz, 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.)
Hauptsächlich wird clone() benutzt, um Threads zu implementieren: mehrere Steuer-Threads
in einem Programm, die gleichzeitig in einem gemeinsamen Speicherbereich ausgeführt
werden.
Wird mit clone() ein Kindprozess erzeugt, führt er die Funktion fn(arg) aus. (Dies ist ein
Unterschied zu fork(2), wo die Ausführung im Kindprozess vom Punkt des fork(2)-Aufrufs
fortfährt.) Das Argument fn ist ein Zeiger auf eine Funktion, die vom Kindprozess zu
Beginn seiner Ausführung abgearbeitet wird. arg wird der Funktion fn als Argument
übergeben.
Kehrt die Funktion fn(arg) zurück, so beendet sich der Kindprozess. Der Ganzzahlwert, der
von fn zurückgeliefert wird, entspricht dem Exit-Code 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)
Kind-Thread-ID an der Stelle ctid im Kindspeicher löschen, 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-ID an der Stelle ctid im Kindspeicher
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.
Ist CLONE_FILES nicht gesetzt, erbt der Kindprozess zur Ausführungszeit von clone()
eine Kopie der aktuell geöffneten Dateideskriptoren. (Die kopierten
Dateideskriptoren im Kindprozess beziehen sich auf die gleichen offenen
Dateideskriptoren (siehe open(2)) wie die entsprechenden Dateideskriptoren im
aufrufenden Prozess.) Anschließende Operationen, 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.
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) und 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_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
svipc(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.
Die Benutzung dieses Schalters benötigt einen Kernel, der mit den Optionen
CONFIG_SYSVIPC und CONFIG_IPC_NS konfiguriert wurde, und erfordert, dass der
Prozess privilegiert ist ((CAP_SYS_ADMIN). Dieser Schalter kann nicht in Verbindung
mit CLONE_SYSVSEM angegeben werden.
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 einen 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«)
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).
Die Benutzung dieses Schalters benötigt einen Kernel, der mit der Option
CONFIG_NET_NS konfiguriert wurde, und einen privilegierten Prozess (CAP_SYS_ADMIN).
CLONE_NEWNS (seit Linux 2.4.19)
Den Kindprozess in einem neu eingehängten Namensraum starten
Jeder Prozess »lebt« in einem Namensraum. Der Namensraum eines Prozesses besteht
aus den Daten (den eingehängten Zusammenstellungen), die die Dateihierarchie
beschreiben, wie sie von diesem Prozess gesehen wird. Nach einem fork(2) oder
clone(), bei dem der Schalter CLONE_NEWNS nicht gesetzt ist, »lebt« der Kindprozess
im gleichen eingehängten Namensraum, wie der Elternprozess. Die Systemaufrufe
mount(2) und umount(2) ändern den eingehängten Namensraum des aufrufenden Prozesses
und beeinflussen daher alle Prozesse im gleichen Namensraum, jedoch keine Prozesse
in einem anderen eingehängten Namensraum.
Nach einem clone(), bei dem 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.
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.
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.
Ein PID-Namensraum stellt eine isolierte Umgebung für PIDs bereit: PIDs in einem
neuen Namensraum beginnen bei 1, etwa wie ein alleinstehendes System und Aufrufe
wie fork(2), vfork(2) oder clone() werden Prozesse mit PIDs erstellen, die
innerhalb dieses Namensraums eindeutig sind.
Der erste Prozess, der in einem neuen Namensraum erstellt wird, d.h. der Prozess,
der unter Benutzung des Schalters CLONE_NEWPID erstellt wird hat die PID 1 und ist
der »init«-Prozess dieses Namensraums. Kindprozesse, die innerhalb des Namensraums
verwaist sind, werden eher diesem Prozess untergeordnet als init(8). Im Gegensatz
zum traditionellen init-Prozess kann der »init«-Prozess eines PID-Namensraums
beendet werden. Wenn dies geschieht, werden alle Prozesse im Namensraum beendet.
PID-Namensräume bilden eine Hierarchie. Wenn ein neuer PID-Namensraum erzeugt wird,
sind die Prozesse in diesem Namensraum im PID-Namensraum des Prozesses sichtbar,
der den Prozess im neuen Namensraum erzeugt hat; ist entsprechend der
Eltern-PID-Namensraum selbst Kind eines anderen PID-Namensraums, dann sind sowohl
Kind- als auch Eltern-PID-Namensraum im Großeltern-Namensraum sichtbar. Umgekehrt
sehen die Prozesse im »Kind«-PID-Namensraum nicht die Prozesse im
Eltern-Namensraum. Die Existenz einer Namensraum-Hierarchie bedeutet, dass jeder
Prozess nun mehrere PIDs haben kann: einen für jeden Namensraum, in dem er sichtbar
ist; jede dieser PIDs ist innerhalb des dazugehörigen Namensraums eindeutig. (Ein
Aufruf von getpid(2) gibt immer die PID für den Namensraum zurück, in der der
Prozess »lebt«.)
Nach dem Erstellen eines neuen Namensraums ist es für den Kindprozess nützlich,
sein Wurzelverzeichnis zu ändern und eine neue Procfs-Instanz in /proc einzuhängen,
so dass Werkzeuge wie ps(1) korrekt arbeiten. (Falls außerdem CLONE_NEWNS zu den
Schaltern gehört, dann ist es nicht nötig das Wurzelverzeichnis zu ändern: Eine
neue Procfs-Instanz kann direkt über /proc eingehängt werden.)
Die Benutzung dieses Schalters benötigt einen Kernel, der mit der Option
CONFIG_PID_NS konfiguriert wurde und einen privilegierten Prozess (CAP_SYS_ADMIN).
Dieser Schalter kann nicht zusammen mit CLONE_THREAD angegeben werden.
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.
Die Benutzung dieses Schalters setzt einen Kernel voraus, der mit der Option
CONFIG_UTS_NS konfiguriert wurde und dass der Prozess privilegiert ist
(CAP_SYS_ADMIN).
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)
Kindprozess-Thread-ID an Stelle ptid im Eltern- und Kindspeicher ablegen. (In Linux
2.5.32-2.5.48 gab es einen Schalter CLONE_SETTID, der das tat.)
CLONE_PID (veraltet)
Falls CLONE_PID gesetzt ist, wird der Kindprozess mit der gleichen Prozess-ID wie
der aufrufende Prozess erstellt. Dies ist gut, um das System zu hacken, aber
andererseits zu nicht viel mehr zu gebrauchen. Seit 2.3.21 konnte dieser Schalter
nur durch den Boot-Prozess angegeben werden (PID 0). Er verschwand in Linux 2.5.16.
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)
Das Argument newtls ist der neue TLS-Desktiptor (Thread Local Storage). (Lesen Sie
set_thread_area(2).)
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. Einzelne Signale
könnten daher 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-test6 müssen die flags außerdem CLONE_VM enthalten, falls
CLONE_SIGHAND angegeben wurde.
CLONE_STOPPED (seit Linux 2.6.0-test2)
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.
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 Werten, um System-V-Semaphoren rückgängig zu machen
(siehe semop(2)). Falls dieser Schalter nicht gesetzt ist, besitzt der Kindprozess
eine eigene List zum Rückgängig machen, die anfangs leer ist.
CLONE_THREAD (seit Linux 2.4.0-test8)
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-ID (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.
Signale können an eine Thread-Gruppe als Ganzes geschickt werden (d.h. einer TGID)
unter Benutzung von kill(2) oder an einen bestimmten Thread unter Benutzung von
tgkill(2).
Signalanordnungen 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 sie von sigprocmask(2) gesetzt wird,
Signale können aber entweder für den ganzen Prozess anstehen (d.h. an jedes
Mitglied der Thread-Gruppe zu liefern sein), wenn sie mit kill(2) gesandt wurden
oder für einen einzelnen Thread, wenn sie mit tgkill(2) gesandt wurden. Ein Aufruf
von sigpending(2) gibt eine Signalzusammenstellung zurück, die eine Verbindung
ausstehender Signale für den ganzen Prozess und der Signale ist, die für den
aufrufenden Prozess anstehen.
Falls kill(2) benutzt wird, um ein Signal an eine Thread-Gruppe zu senden 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 per kill(2) gesandt 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).
Die rohe Systemaufrufschnittstelle
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. Zudem wird die Reihenfolge der Argumente
geändert. Die rohe Schnittstelle für Systemaufrufe auf x86 und vielen anderen
Architekturen sieht ungefähr so aus:
long clone(unsigned long flags, void *child_stack,
void *ptid, void *ctid,
struct pt_regs *regs);
Ein weiterer Unterschied für den rohen Systemaufruf besteht darin, dass das Argument
child_stack Null sein könnte, so dass in diesem Fall »copy-on-write«-Semantik
sicherstellt, 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.
Für einige Architekturen unterscheidet sich die Reihenfolge der Argumente für den
Systemaufruf von der oben gezeigten. In der Masse der MicroBlaze-, ARM-, ARM-64-,
PA-RISC-, Arc-, Power PC-, Xtensa- und MIPS-Architekturen ist die Reihenfolge des vierten
und fünften Arguments vertauscht. Auf den Cris- und S390-Architekturen ist die Reihenfolge
des ersten und zweiten Arguments vertauscht.
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. Die rohe
Systemaufrufschnittstelle hat kein fn- oder arg-Argument und ändert die Reihenfolge der
Argumente, so dass flags das erste und tls das letzte Argument ist.
__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 früher
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-ID 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.
EINVAL CLONE_SIGHAND wurde angegeben, aber nicht CLONE_VM. (Seit Linux 2.6.0-test6.)
EINVAL CLONE_THREAD wurde angegeben, aber nicht CLONE_SIGHAND. (Seit Linux 2.5.35.)
EINVAL In flags wurden sowohl CLONE_FS als auch CLONE_NEWNS angegeben.
EINVAL In flags wurden sowohl CLONE_NEWIPC als auch CLONE_SYSVSEM angegeben.
EINVAL In flags wurden sowohl CLONE_NEWPID als auch CLONE_THREAD angegeben.
EINVAL Wird von clone() zurückgegeben, wenn ein Wert von Null für child_stack angegeben
wurde.
EINVAL In flags wurde CLONE_NEWIPC angegeben, der Kernel wurde jedoch nicht mit den
Optionen CONFIG_SYSVIPC und CONFIG_IPC_NS konfiguriert.
EINVAL In flags wurde CLONE_NEWNET angegeben, der Kernel wurde jedoch nicht mit der Option
CONFIG_NET_NS konfiguriert.
EINVAL In flags wurde CLONE_NEWPID angegeben, der Kernel wurde jedoch nicht mit der Option
CONFIG_PID_NS konfiguriert.
EINVAL In flags wurde CLONE_NEWUTS angegeben, der Kernel wurde jedoch nicht mit der Option
CONFIG_UTS konfiguriert.
ENOMEM Es kann nicht ausreichend Speicher für eine Aufgabenstruktur des Kindprozesses
reserviert werden oder um benötigte Teile vom Kontext des Aufrufenden zu kopieren.
EPERM 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.
VERSIONEN
Es gibt in libc5 keinen clone()-Eintrag. glibc2 stellt clone(), wie in dieser
Handbuchseite beschrieben, zur Verfügung.
KONFORM ZU
clone() ist Linux-spezifisch und sollte nicht in portierbaren Programmen benutzt werden.
ANMERKUNGEN
In den 2.4.x-Kerneln 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).
Für eine Weile gab es CLONE_DETACHED (eingeführt in 2.5.32): Elternprozesse wollen kein
Ende-Signal des Kindprozesses. In 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
Versionen der GNU-C-Bibiliothek, die die NPTL-Threading-Bibliothek enthalten, enthalten
eine Wrapper-Funktion für getpid(2), die die Zwischenspeicherung der PIDs verrichtet.
Diese Zwischenspeicherung beruht auf der Unterstützung für clone() im Glibc-Wrapper, der
Zwischenspeicher könnte aber der derzeitigen Implementierung unter Umständen nicht aktuell
sein. Insbesondere wenn ein Signal sofort nach dem clone()-Aufruf an den Kindprozess
gesandt wird, könnte 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, könnte es nötig sein Kode
wie den folgenden zu verwenden:
#include <syscall.h>
pid_t mypid;
mypid = syscall(SYS_getpid);
BEISPIEL
Einen Kindprozess erzeugen, der in einem separaten UTS-Namensraum ausgeführt wird
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).
#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(msg) do { perror(msg); 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), set_thread_area(2), set_tid_address(2),
setns(2), tkill(2), unshare(2), wait(2), capabilities(7), pthreads(7)
KOLOPHON
This page is part of release 3.54 of the Linux man-pages project. A description of the
project, and information about reporting bugs, can be found at
http://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> und Mario Blättermann <mario.blaettermann@gmail.com>
erstellt.
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