Ubuntu Manpage: clone, __clone2 - erzeugt einen Kindprozess

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.)

clone() wird 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)
Die 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)
If CLONE_FILES is set, the calling process and the child process share the same file descriptor
table. Any file descriptor created by the calling process or by the child process is also valid in
the other process. Similarly, if one of the processes closes a file descriptor, or changes its
associated flags (using the fcntl(2) F_SETFD operation), the other process is also affected. If a
process sharing a file descriptor table calls execve(2), its file descriptor table is duplicated
(unshared).

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.

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«) 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.

Weitere Informationen über Einhänge-Namensräume finden Sie unter namespaces(7).

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.

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.

Für weitere Informationen über Benutzernamensräume lesen Sie namespaces(7) und user_namespaces(7)

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.

Weitere Informationen über Benutzer-Namensräume finden Sie unter 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-ID an der Stelle ptid im Elternspeicher ablegen. (In Linux 2.5.32-2.5.48
gab es einen Schalter CLONE_SETTID, der das tat.)

CLONE_PID (veraltet)
If CLONE_PID is set, the child process is created with the same process ID as the calling process.
This is good for hacking the system, but otherwise of not much use. Since 2.3.21 this flag can be
specified only by the system boot process (PID 0). It disappeared in Linux 2.5.16. Since then, the
kernel silently ignores it without error.

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.

This flag was deprecated from Linux 2.6.25 onward, and was removed altogether in Linux 2.6.38.
Since then, the kernel silently ignores it without error.

CLONE_SYSVSEM (seit Linux 2.5.10)
If CLONE_SYSVSEM is set, then the child and the calling process share a single list of System V
semaphore adjustment (semadj) values (see semop(2)). In this case, the shared list accumulates
semadj values across all processes sharing the list, and semaphore adjustments are performed only
when the last process that is sharing the list terminates (or ceases sharing the list using
unshare(2)). If this flag is not set, then the child has a separate semadj list that is initially
empty.

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. Beachten Sie auch, dass seit Linux 2.6.0-test6 CLONE_SIGHAND auch CLONE_VM enthalten muss.

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).

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. 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; siehe fork(2).

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 (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 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.

EPERM CLONE_NEWUSER was specified in flags, but either the effective user ID or the effective group ID
of the caller does not have a mapping in the parent namespace (see user_namespaces(7)).

EPERM (seit Linux 3.9)
CLONE_NEWUSER was specified in flags and the caller is in a chroot environment (i.e., the caller's
root directory does not match the root directory of the mount namespace in which it resides).

EUSERS (seit Linux 3.11)
CLONE_NEWUSER was specified in flags, and the call would cause the limit on the number of nested
user namespaces to be exceeded. See user_namespaces(7).

VERSIONEN

       Es gibt keinen Eintrag für clone() in der libc5. Die Glibc2 stellt clone() wie  in  dieser  Handbuchseite
       beschrieben bereit.

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

       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(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), namespaces(7), pthreads(7)

KOLOPHON

       Diese Seite ist Teil der Veröffentlichung  4.04  des  Projekts  Linux-man-pages.  Eine  Beschreibung  des
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       sich unter 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>,   Mario   Blättermann   <mario.blaettermann@gmail.com>   und    Helge    Kreutzmann
       <debian@helgefjell.de> erstellt.

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Linux                                             23. Juli 2015                                         CLONE(2)