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NOM
clone, __clone2 - Créer un processus fils (child)
SYNOPSIS
/* Prototype de la fonction d'appel d'enrobage de glibc */
#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 */ );
/* Prototype de l'appel système brut */
long clone(unsigned long flags, void *child_stack,
void *ptid, void *ctid,
struct pt_regs *regs);
Conditions requises par la macro de test de fonctionnalités pour la fonction d'enrobage de glibc (consultez
feature_test_macros(7)) :
clone() :
À partir de glibc 2.14 :
_GNU_SOURCE
Avant glibc 2.14 :
_BSD_SOURCE || _SVID_SOURCE
/* _GNU_SOURCE est également suffisant */
DESCRIPTION
clone() crée un nouveau processus, de façon analogue à fork(2).
Cette page présente à la fois la fonction d'enrobage clone() de glibc et l'appel système sous-jacent sur
lequel elle s'appuie. Le texte principal décrit la fonction d'enrobage ; les différences avec l'appel
système brut sont précisées plus bas dans l'article.
Contrairement à fork(2), clone() permet le partage d'une partie du contexte d'exécution entre le
processus fils et le processus appelant. Le partage peut s'appliquer sur l'espace mémoire, sur la table
des descripteurs de fichiers ou la table des gestionnaires de signaux. (Notez que sur cette page de
manuel, le « processus appelant » correspond normalement au « processus père », mais voyez quand même la
description de CLONE_PARENT plus bas).
L'appel système clone() est principalement utilisé pour permettre l'implémentation des threads : un
programme est scindé en plusieurs lignes de contrôle, s'exécutant simultanément dans un espace mémoire
partagée.
Quand le processus fils est créé par clone(), il exécute la fonction fn(arg). Ceci est différent de
fork(2), pour lequel l'exécution continue dans le processus fils à partir du moment de l'appel de
fork(2). L'argument fn est un pointeur vers la fonction appelée par le processus fils lors de son
démarrage. L'argument arg est transmis à la fonction fn lors de son invocation.
Quand la fonction fn(arg) revient, le processus fils se termine. La valeur entière renvoyée par fn est
utilisée comme code de retour du processus fils. Ce dernier peut également se terminer de manière
explicite en invoquant la fonction exit(2) ou après la réception d'un signal fatal.
L'argument child_stack indique l'emplacement de la pile utilisée par le processus fils. Comme les
processus fils et appelant peuvent partager de la mémoire, il n'est généralement pas possible pour le
fils d'utiliser la même pile que son père. Le processus appelant doit donc préparer un espace mémoire
pour stocker la pile de son fils, et transmettre à clone un pointeur sur cet emplacement. Les piles
croissent vers le bas sur tous les processeurs implémentant Linux (sauf le HP PA), donc child_stack doit
pointer sur la plus haute adresse de l'espace mémoire prévu pour la pile du processus fils.
L'octet de poids faible de flags contient le numéro du signal qui sera envoyé au père lorsque le
processus fils se terminera. Si ce signal est différent de SIGCHLD, le processus parent doit également
spécifier les options __WALL ou __WCLONE lorsqu'il attend la fin du fils avec wait(2). Si aucun signal
n'est indiqué, le processus parent ne sera pas notifié de la terminaison du fils.
flags permet également de préciser ce qui sera partagé entre le père et le fils, en effectuant un OU
binaire entre une ou plusieurs des constantes suivantes :
CLONE_CHILD_CLEARTID (depuis Linux 2.5.49)
Effacer l'ID du thread enfant à ctid dans la mémoire du fils lorsqu'il se termine, et réveiller le
futex à cette adresse. L'adresse concernée peut être modifiée par l'appel système
set_tid_address(2). Cela est utilisé dans les bibliothèques de gestion de threads.
CLONE_CHILD_SETTID (depuis Linux 2.5.49)
Enregistrer l'ID du thread enfant à ctid dans la mémoire du fils.
CLONE_FILES (depuis Linux 2.0)
Si l'attribut CLONE_FILES est positionné, le processus appelant et le processus fils partagent la
même table des descripteurs de fichier. Tout descripteur créé par un processus est également
valide pour l'autre processus. De même si un processus ferme un descripteur, ou modifie ses
attributs (en utilisant l'opération fcntl(2) F_SETFD), l'autre processus en est aussi affecté.
Si CLONE_FILES n'est pas positionné, le processus fils hérite d'une copie des descripteurs de
fichier ouverts par l'appelant au moment de l'appel clone(). (Les copies des descripteurs de
fichier dans le fils sont associées aux mêmes descriptions de fichiers ouverts (consultez open(2))
que les descripteurs de fichier correspondants dans le processus appelant.) Les opérations
effectuées ensuite sur un descripteur par un des processus n'affectent pas l'autre processus.
CLONE_FS (depuis Linux 2.0)
Si l'attribut CLONE_FS est positionné, le processus appelant et le processus fils partagent les
mêmes informations concernant le système de fichiers. Ceci inclut la racine du système de
fichiers, le répertoire de travail, et l'umask. Tout appel à chroot(2), chdir(2) ou umask(2)
effectué par un processus aura également influence sur l'autre processus.
Si CLONE_FS n'est pas choisi, le processus travaille sur une copie des informations de l'appelant
concernant le système de fichiers. Cette copie est effectuée lors de l'invocation de clone(). Les
appels à chroot(2), chdir(2), umask(2) effectués par un processus n'affectent pas l'autre
processus.
CLONE_IO (depuis Linux 2.6.25)
Si CLONE_IO est défini, alors le nouveau processus partage un contexte d'entrées-sorties avec le
processus appelant. Si cet attribut n'est pas défini, alors (comme pour fork(2)) le nouveau
processus a son propre contexte d'entrées-sorties.
Le contexte d'entrées-sorties correspond à la visibilité que l'ordonnanceur de disques a des
entrées-sorties (c'est-à-dire, ce que l'ordonnanceur d'entrée-sorties utilise pour modéliser
l'ordonnancement des entrées-sorties d'un processus). Si des processus partagent le même contexte
d'entrées-sorties, ils sont traités comme un seul par l'ordonnanceur d'entrées-sorties. Par
conséquent, ils partagent le même temps d'accès aux disques. Pour certains ordonnanceurs
d'entrées-sorties, si deux processus partagent un contexte d'entrées-sorties, ils seront autorisés
à intercaler leurs accès disque. Si plusieurs threads utilisent des entrées-sorties pour le même
processus (aio_read(3), par exemple), ils devraient utiliser CLONE_IO pour obtenir de meilleurs
performances d'entrées-sorties.
Si le noyau n'a pas été configuré avec l'option CONFIG_BLOCK, cet attribut n'a aucun effet.
CLONE_NEWIPC (depuis Linux 2.6.19)
Si CLONE_NEWIPC est défini, alors créer le processus dans un nouvel espace de noms IPC. Si cet
attribut n'est pas défini, alors (comme pour fork(2)) le processus est créé dans le même espace de
noms IPC que le processus appelant. Cet attribut est sensé être utilisé pour l'implémentation de
conteneurs.
Un espace de noms IPC fournit une vue isolée des objets IPC en System V (consultez svipc(7)) et (à
partir de Linux 2.6.30) des files d'attente de messages POSIX (consultez mq_overview(7)). Le point
commun entre ces mécanismes IPC est que les objets IPC y sont identifiés par d'autres moyens que
des chemins d'accès dans des systèmes de fichiers.
Les objets créés dans un espace de noms IPC sont visibles pour tous les processus qui sont membres
de cet espace de noms, mais ne sont pas visibles pour les processus des autres espaces de noms
IPC.
Quand un espace de noms est détruit (c'est-à-dire, quand le dernier processus membre de cet espace
de noms se termine), tous les objets IPC de cet espace de noms sont automatiquement détruits.
Utiliser cet attribut nécessite : un noyau configuré avec les options CONFIG_SYSVIPC et
CONFIG_IPC_NS et que le processus soit privilégié (CAP_SYS_ADMIN). Cet attribut ne peut pas être
utilisé en même temps que CLONE_SYSVSEM.
CLONE_NEWNET (depuis Linux 2.6.24)
(L'implémentation de cet attribut n'est complète que depuis le noyau 2.6.29.)
Si CLONE_NEWNET est défini, alors créer le processus dans un nouvel espace de noms réseau. Si cet
attribut n'est pas défini, alors (comme pour fork(2)) le processus est créé dans le même espace de
noms réseau que le processus appelant. Cet attribut est sensé être utilisé pour l'implémentation
de conteneurs.
Un espace de noms réseau fournit une vue isolée de la pile réseau (interfaces des périphériques
réseau, piles des protocoles IPv4 et IPv6, tables de routage, règles de pare-feu, les arbres de
répertoire /proc/net et /sys/class/net, les sockets, etc.). Un périphérique réseau physique ne
peut être que dans un seul espace de noms réseau. Une paire d'interface réseau virtuelle
(« veth ») fournit une abstraction similaire à pipe qui peut être utilisé pour créer un pont vers
une interface réseau physique d'un autre espace de noms réseau.
Quand un espace de noms réseau est libéré (c'est-à-dire, quand le dernier processus de l'espace de
noms se termine), ses périphériques réseau physiques sont remis dans l'espace de noms réseau
initial (pas celui du processus père).
Utiliser cet attribut nécessite : un noyau configuré avec l'option CONFIG_NET_NS et que le
processus soit privilégié (CAP_SYS_ADMIN).
CLONE_NEWNS (depuis Linux 2.4.19)
Démarrer le processus dans un nouvel espace de noms de montage.
Chaque processus se trouve dans un espace de noms de montage. Cet espace de noms du processus
regroupe les données décrivant la hiérarchie des fichiers vus par le processus (l'ensemble des
montages). Après un fork(2) ou clone() sans l'attribut CLONE_NEWNS le fils se déroule dans le même
espace de noms de montage que son père. Les appels système mount(2) et umount(2) modifient
l'espace de noms de montage du processus appelant, et affectent ainsi tous les processus se
déroulant dans le même espace de noms, sans affecter les processus se trouvant dans d'autres
espaces de noms de montage.
Après un clone() avec l'attribut CLONE_NEWNS le fils cloné démarre dans un nouvel espace de noms
de montage, initialisé avec une copie de l'espace de noms du père.
Seul un processus privilégié (un processus ayant la capacité CAP_SYS_ADMIN) peut spécifier
l'attribut CLONE_NEWNS. Il n'est pas possible de spécifier à la fois CLONE_NEWNS et CLONE_FS pour
le même appel clone().
CLONE_NEWPID (depuis Linux 2.6.24)
Si CLONE_NEWPID est défini, alors créer le processus dans un nouvel espace de noms de PID. Si cet
attribut n'est pas défini, alors (comme pour fork(2)) le processus est créé dans le même espace de
noms de PID que le processus appelant. Cet attribut est sensé être utilisé pour l'implémentation
de conteneurs.
Un espace de noms de PID fournit un environnement isolés pour les PID : les PID d'un nouvel espace
de noms de PID commence à 1, comme pour un système seul, et les appels à fork(2), vfork(2) et
clone() produiront des processus avec des PID uniques dans l'espace de noms.
Le premier processus créé dans un nouvel espace de noms (c'est-à-dire, le processus créé en
utilisant l'attribut CLONE_NEWPID) a un PID de 1 et est le processus « init » pour l'espace de
noms. Les fils qui deviennent orphelins dans cet espace de noms seront adoptés par ce processus
plutôt que par init(8). Contrairement à l'init traditionnel, le processus « init » d'un espace de
noms de PID peut se terminer et, s'il le fait, tous les processus dans l'espace de noms sont alors
terminés.
Les espaces de noms de PID forment une hiérarchie. Quand un espace de noms de PID est créé, les
processus de cet espace de noms sont visibles depuis l'espace de noms de PID du processus qui a
créé le nouvel espace de noms ; de la même façon, si l'espace de noms parent est lui-même le fils
d'un autre espace de noms de PID, alors les processus du fils et du père seront tous visibles de
l'espace de noms grand-père. À l'inverse, les processus de l'espace de noms de PID fils ne voient
pas les processus de l'espace de noms parent. L'existence d'une hiérarchie d'espaces de noms
signifie que chaque processus peut désormais avoir plusieurs PID : un par espace de noms dans
lequel il est visible ; chacun de ces PID est unique dans les espaces de noms correspondants. (Un
appel à getpid(2) renvoie toujours le PID associé à l'espace de noms dans lequel le processus se
trouve.)
Après avoir créé un nouvel espace de noms, il est utile pour le fils de changer son répertoire
racine et monter une nouvelle instance de procfs dans /proc de telle sorte que des outils comme
ps(1) fonctionnent correctement. (Si CLONE_NEWNS est également présent dans flags, alors il n'est
pas nécessaire de changer de répertorie racine : une nouvelle instance de procfs peut être monté
directement dans /proc.)
L'utilisation de cet attribut nécessite : un noyau configuré avec l'option CONFIG_PID_NS et que le
processus soit privilégié (CAP_SYS_ADMIN). Cet attribut ne peut pas être utilisé en même temps que
CLONE_THREAD.
CLONE_NEWUTS (depuis Linux 2.6.19)
Si CLONE_NEWUTS est défini, alors créer le processus dans un nouvel espace de noms de UTS, dont
les identifiants sont initialisés en dupliquant les identifiants de l'espace de noms UTS du
processus appelant. Si cet attribut n'est pas défini, alors (comme pour fork(2)) le processus est
créé dans le même espace de noms UTS que le processus appelant. Cet attribut est sensé être
utilisé pour l'implémentation de conteneurs.
Un espace de noms UTS est l'ensemble des identifiants renvoyés par uname(2) ; parmi lesquels le
nom de domaine et le nom d'hôte peuvent être modifiés respectivement à l'aide de setdomainname(2)
et sethostname(2). Les modifications apportés à ces identifiants dans un espace de noms UTS sont
visibles par tous les processus du même espace de noms, mais ne sont pas visibles des processus
des autres espaces de noms UTS.
L'utilisation de cet attribut nécessite : un noyau configuré avec l'option CONFIG_UTS_NS et que le
processus soit privilégié (CAP_SYS_ADMIN).
CLONE_PARENT (depuis Linux 2.3.12)
Si CLONE_PARENT est présent, le père du nouveau fils (comme il est indiqué par getppid(2)) sera le
même que celui du processus appelant.
Si CLONE_PARENT n'est pas fourni, alors (comme pour fork(2)) le père du processus fils sera le
processus appelant.
Remarquez que c'est le processus père, tel qu'indiqué par getppid(2), qui est notifié lors de la
fin du fils. Ainsi, si CLONE_PARENT est présent, alors c'est le père du processus appelant, et non
ce dernier, qui sera notifié.
CLONE_PARENT_SETTID (depuis Linux 2.5.49)
Enregistrer l'ID du thread enfant à ptid dans la mémoire du père et du fils. (Dans Linux
2.5.32-2.5.48 il y a un attribut CLONE_SETTID qui fait cela.)
CLONE_PID (obsolète)
Si l'attribut CLONE_PID est positionné, les processus appelant et fils ont le même numéro de
processus. C'est bien pour hacker le système, mais autrement il n'est plus utilisé. Depuis 2.3.21,
cet attribut ne peut être utilisé que par le processus de démarrage du système (PID 0). Il a
disparu dans Linux 2.5.16.
CLONE_PTRACE (depuis Linux 2.2)
Si l'attribut CLONE_PTRACE est positionné et si l'appelant est suivi par un débogueur, alors le
fils sera également suivi (consultez ptrace(2)).
CLONE_SETTLS (depuis Linux 2.5.32)
Le paramètre newtls est le nouveau descripteur TLS (Thread Local Storage). (Consultez
set_thread_area(2).)
CLONE_SIGHAND (depuis Linux 2.0)
Si l'attribut CLONE_SIGHAND est positionné, le processus appelant et le processus fils partagent
la même table des gestionnaires de signaux. Si l'appelant, ou le fils, appelle sigaction(2) pour
modifier le comportement associé à un signal, ce comportement est également changé pour l'autre
processus. Néanmoins, l'appelant et le fils ont toujours des masques de signaux distincts, et
leurs ensembles de signaux bloqués sont indépendants. L'un des processus peut donc bloquer un
signal en utilisant sigprocmask(2) sans affecter l'autre processus.
Si CLONE_SIGHAND n'est pas utilisé, le processus fils hérite d'une copie des gestionnaires de
signaux de l'appelant lors de l'invocation de clone(). Les appels à sigaction(2) effectués ensuite
depuis un processus n'ont pas d'effets sur l'autre processus.
Depuis Linux 2.6.0-test6, l'attribut CLONE_VM doit également être spécifié dans flags si
CLONE_SIGHAND l'est.
CLONE_STOPPED (depuis Linux 2.6.0-test2)
Si l'attribut CLONE_STOPPED est positionné, le fils est initialement stoppé (comme s'il avait reçu
le signal SIGSTOP), et doit être relancé en lui envoyant le signal SIGCONT.
Cet attribut est marqué comme obsolète depuis Linux 2.6.25, et a été complètement supprimé dans
Linux 2.6.38.
CLONE_SYSVSEM (depuis Linux 2.5.10)
Si CLONE_SYSVSEM est positionné, le fils et le processus appelant partagent la même liste de
compteurs « undo » pour les sémaphores System V (consultez semop(2)). Si cet attribut n'est pas
utilisé, le fils a une liste « undo » séparée, initialement vide.
CLONE_THREAD (depuis Linux 2.4.0-test8)
Si CLONE_THREAD est présent, le fils est placé dans le même groupe de threads que le processus
appelant. Afin de rendre l'explication de CLONE_THREAD plus lisible, le terme « thread » est
utilisé pour parler des processus dans un même groupe de threads.
Les groupes de threads sont une fonctionnalité ajoutées dans Linux 2.4 pour supporter la notion
POSIX d'ensemble de threads partageant un même PID. En interne, ce PID partagé est appelé
identifiant de groupe de threads (TGID).Depuis Linux 2.4, l'appel getpid(2) renvoie l'identifiant
du groupe de thread de l'appelant.
Les threads dans un groupe peuvent être distingués par leur identifiant de thread (TID, unique sur
le système). Le TID d'un nouveau thread est renvoyé par clone() au processus appelant, et un
thread peut obtenir son propre TID en utilisant gettid(2).
Quand clone() est appelé sans positionner CLONE_THREAD, le nouveau thread est placé dans un
nouveau groupe de thread dont le TGID est identique au TID du nouveau thread. Ce thread est le
leader du nouveau groupe.
Un nouveau thread créé en utilisant CLONE_THREAD a le même processus père que l'appelant de
clone() (de même qu'avec CLONE_PARENT), ainsi les appels à getppid(2) renvoient la même valeur à
tous les threads dans un même groupe. Lorsqu'un thread créé avec CLONE_THREAD termine, le thread
qui a appelé clone() pour le créer ne reçoit pas le signal SIGCHLD (ou autre notification de
terminaison) ; de même, l'état d'un tel thread ne peut être obtenu par wait(2). Le thread est dit
détaché.
Lorsque tous les threads d'un groupe de threads terminent, le processus parent du groupe reçoit un
signal SIGCHLD (ou autre indicateur de terminaison).
Si l'un des threads dans un groupe de threads appelle execve(2), tous les threads sauf le leader
sont tués, et le nouveau programme est exécuté dans le leader du groupe de threads.
Si l'un des threads dans un groupe crée un fils avec fork(2), n'importe lequel des threads du
groupe peut utiliser wait(2) sur ce fils.
Depuis Linux 2.5.35, l'attribut CLONE_SIGHAND de flags doit être positionné si CLONE_THREAD l'est.
Depuis Linux 2.6.0-test6, CLONE_SIGHAND a également besoin de CLONE_THREAD.
Un signal peut être envoyé à un groupe de threads dans son ensemble (c'est‐à‐dire à un TGID) avec
kill(2), ou bien à un thread en particulier (à un TID) avec tgkill(2).
Les gestions de signaux sont définies au niveau des processus : si un signal sans gestionnaire est
reçu par un thread, il affectera (tuera, stoppera, relancera, ou sera ignoré par) tous les membres
du groupe de threads.
Chaque thread a son propre masque de signaux, défini par sigprocmask(2), mais les signaux peuvent
être en attente soit pour le processus dans son ensemble (donc peut être reçu par n'importe lequel
des threads du groupe), quand ils sont envoyés avec kill(2), soit pour un thread particulier,
lorsqu'ils sont envoyés par tgkill(2). Un appel à sigpending(2) renvoie un ensemble de signaux qui
est l'union des processus en attente pour le processus et ceux en attente pour le thread appelant.
Si kill(2) est utilisé pour envoyer un signal à un groupe de threads, et si le groupe a installé
un gestionnaire pour ce signal, alors le gestionnaire sera exécuté dans exactement un des membres
du groupe de threads, choisi de façon arbitraire parmi ceux qui n'ont pas bloqué ce signal. Si
plusieurs threads dans un groupe attendent le même signal en utilisant sigwaitinfo(2), le noyau
choisira arbitrairement l'un d'entre eux pour délivrer le signal envoyé par kill(2).
CLONE_UNTRACED (depuis Linux 2.5.46)
Si l'attribut CLONE_UNTRACED est positionné, alors un processus traçant le père ne peut pas forcer
CLONE_PTRACE pour ce fils.
CLONE_VFORK (depuis Linux 2.2)
Si le bit CLONE_VFORK est actif, l'exécution du processus appelant est suspendue jusqu'à ce que le
fils libère ses ressources de mémoire virtuelle par un appel execve(2) ou _exit(2) (comme avec
vfork(2)).
Si CLONE_VFORK n'est pas indiqué, alors les deux processus sont ordonnancés à partir de la fin de
l'appel, et l'application ne doit pas considérer que l'ordre d'exécution soit déterminé.
CLONE_VM (depuis Linux 2.0)
Si le bit CLONE_VM est actif, le processus appelant et le processus fils s'exécutent dans le même
espace mémoire. En particulier, les écritures en mémoire effectuées par l'un des processus sont
visibles par l'autre. De même toute projection en mémoire, ou toute suppression de projection,
effectuées avec mmap(2) ou munmap(2) par l'un des processus affectera également l'autre processus.
Si CLONE_VM n'est pas actif, le processus fils utilisera une copie distincte de l'espace mémoire
de l'appelant. Le cliché est réalisé lors de l'invocation de clone(). Les écritures ou les
projections de fichiers en mémoire effectuées par un processus n'affectent pas l'autre processus,
comme cela se passe avec fork(2).
L'interface de l'appel système brut
L'appel système clone ressemble plus à fork(2), en ceci que l'exécution dans le processus fils continue à
partir du point d'appel. À ce titre, les arguments fn et arg de la fonction d'enrobage de clone() sont
omis. De plus, l'ordre des arguments change. L'interface de l'appel système brut sur x86 et sur plusieurs
autres architectures est à peu près :
long clone(unsigned long flags, void *child_stack,
void * ptid, void *ctid,
struct pt_regs *regs);
Une autre différence : pour l'appel système brut, l'argument child_stack peut être nul, puisque la
sémantique de copie-en-écriture assure que le fils recevra une copie indépendante des pages de la pile
dès qu'un des deux processus la modifiera. Pour que cela fonctionne, il faut naturellement que CLONE_VM
ne soit pas présent.
Pour certaines architectures, l'ordre des arguments de l'appel système diffère de ce qui est décrit
ci-dessus. Sur les architectures score, microblaze, ARM, ARM 64, PA-RISC, arc, Power PC, xtensa, et MIPS,
l'ordre des quatrième et cinquième arguments est inversé. Sur les architectures cris et s390, l'ordre des
premier et deuxième arguments est inversé.
blackfin, m68k, et sparc
Les conventions de passage des arguments sur blackfin, m68k et sparc sont différentes de celles décrites
précédemment. Pour plus de détails, se référer aux sources du noyau (et de glibc).
ia64
Sur ia64, une interface différente est utilisée :
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 */ );
Le prototype présenté plus haut correspond à la fonction intermédiaire de glibc ; l'interface de l'appel
système brut ne reconnaît pas les arguments fn ou arg, et modifie l'ordre des arguments, de sorte que
flags devient le premier argument, et tls le dernier.
__clone2() fonctionne comme clone(), aux différences suivantes près : child_stack_base pointe sur la plus
petite adresse de la pile du fils, et stack_size indique la taille de la pile sur laquelle pointe
child_stack_base.
Linux 2.4 et antérieurs
Sous Linux 2.4 et plus anciens, clone() ne prend pas les arguments ptid, tls et ctid.
VALEUR RENVOYÉE
En cas de réussite, le TID du processus fils est renvoyé dans le thread d'exécution de l'appelant. En cas
d'échec, -1 est renvoyé dans le contexte de l'appelant, aucun fils n'est créé, et errno contiendra le
code d'erreur.
ERREURS
EAGAIN Trop de processus en cours d'exécution.
EINVAL CLONE_SIGHAND a été spécifié mais pas CLONE_VM (depuis Linux 2.6.0-test6).
EINVAL CLONE_THREAD a été spécifié mais pas CLONE_SIGHAND (depuis Linux 2.5.35).
EINVAL Les attributs CLONE_NEWNS et CLONE_FS ont été indiqués simultanément dans flags.
EINVAL Les attributs CLONE_NEWIPC et CLONE_SYSVSEM ont été indiqués simultanément dans flags.
EINVAL Les attributs CLONE_NEWPID et CLONE_THREAD ont été indiqués simultanément dans flags.
EINVAL Renvoyée par clone() quand une valeur nulle a été indiquée pour le paramètre child_stack.
EINVAL CLONE_NEWIPC a été indiqué dans flags, mais le noyau n'a pas été configuré avec les options
CONFIG_SYSVIPC et CONFIG_IPC_NS.
EINVAL CLONE_NEWNET a été indiqué dans flags, mais le noyau n'a pas été configuré avec l'option
CONFIG_NET_NS.
EINVAL CLONE_NEWPID a été indiqué dans flags, mais le noyau n'a pas été configuré avec l'option
CONFIG_PID_NS.
EINVAL CLONE_NEWUTS a été indiqué dans flags, mais le noyau n'a pas été configuré avec l'option
CONFIG_UTS.
ENOMEM Pas assez de mémoire pour copier les parties du contexte du processus appelant qui doivent être
dupliquées, ou pour allouer une structure de tâche pour le processus fils.
EPERM CLONE_NEWIPC, CLONE_NEWNET, CLONE_NEWNS, CLONE_NEWPID ou CLONE_NEWUTS a été spécifié par un
processus non privilégié (processus sans CAP_SYS_ADMIN).
EPERM CLONE_PID a été réclamé par un processus autre que le processus 0.
VERSIONS
Il n'y a pas de définition pour clone() dans la libc5. glibc2 fournit une définition de clone() comme
décrit ici.
CONFORMITÉ
clone() est spécifique à Linux et ne doit pas être utilisé dans des programmes conçus pour être
portables.
NOTES
Dans les noyaux 2.4.x, CLONE_THREAD ne rend pas en général le processus père de l'appelant père du
nouveau thread. Cependant, pour les versions 2.4.7 à 2.4.18 du noyau, l'attribut CLONE_THREAD impliquait
CLONE_PARENT (de même qu'avec les noyaux 2.6).
CLONE_DETACHED a existé pendant un moment (introduit dans 2.5.32): le père ne veut pas de signal à la
mort du fils. Dans 2.6.2, la nécessité d'utiliser ce paramètre avec CLONE_THREAD a été supprimée. Cet
attribut est toujours défini, mais n'a plus aucun effet.
Sur i386, clone() ne devrait pas être appelé via vsyscall, mais directement en utilisant int $0x80.
BOGUES
Les versions de la bibliothèque C GNU qui gèrent la bibliothèque de gestion des threads NPTL contiennent
une fonction enveloppe pour getpid(2) qui effectue un cache des PID. Ce cache nécessite une prise en
charge par l'enveloppe de clone() de la glibc, mais telle qu'il est actuellement implémenté, le cache
peut ne pas être à jour sous certaines circonstances. En particulier, si un signal est distribué à un
fils juste après l'appel à clone(), alors un appel à getpid(2) dans le gestionnaire de signaux du signal
peut renvoyer le PID du processus appelant (le père), si l'enveloppe de clone n'a toujours pas eu le
temps de mettre le cache de PID à jour pour le fils. (Cette discussion ignore le cas où le fils a été
créé en utilisant CLONE_THREAD, quand getpid(2) doit renvoyer la même valeur pour le fils et pour le
processus qui a appelé clone(), puisque l'appelant et le fils se trouvent dans le même groupe de threads.
Ce problème de cache n'apparaît pas non plus si le paramètre flags contient CLONE_VM.) Pour obtenir la
véritable valeur, il peut être nécessaire d'utiliser quelque chose comme ceci :
#include <syscall.h>
pid_t mypid;
mypid = syscall(SYS_getpid);
EXEMPLE
Le programme suivant décrit l'usage de clone() dans le but de créer un processus fils qui s'exécute dans
un espace de noms UTS distinct. Le processus fils change le nom d'hôte (hostname) dans son propre espace
UTS. Les processus père et fils affichent chacun le nom d'hôte qui leur correspond, permettant ainsi de
constater la différence des noms d'hôtes dans leurs espaces de noms UTS respectifs.
Code du programme
#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 /* Commencer la fonction pour le fils cloné */
childFunc(void *arg)
{
struct utsname uts;
/* Modifier le nom d'hôte dans l'espace de noms UTS du
processus fils */
if (sethostname(arg, strlen(arg)) == -1)
errExit("sethostname");
/* Récupérer et afficher le nom d'hôte */
if (uname(&uts) == -1)
errExit("uname");
printf("uts.nodename dans le fils : %s\n", uts.nodename);
/* Rester en sommeil (fonction sleep) pour conserver l'espace
de noms ouvert pendant un moment. Cela permet de réaliser
quelques expérimentations — par exemple, un autre processus
pourrait rejoindre l'espace de noms. */
sleep(200);
return 0; /* Le processus fils se termine à ce moment */
}
#define STACK_SIZE (1024 * 1024) /* Taille de la pile pour le
fils cloné */
int
main(int argc, char *argv[])
{
char *stack; /* Début du tampon de la pile */
char *stackTop; /* Fin du tampon de la pile */
pid_t pid;
struct utsname uts;
if (argc < 2) {
fprintf(stderr, "Utilisation : %s <nom_d_hôte-fils>\n", argv[0]);
exit(EXIT_SUCCESS);
}
/* Allouer la pile pour le processus fils */
stack = malloc(STACK_SIZE);
if (stack == NULL)
errExit("malloc");
stackTop = stack + STACK_SIZE; /* Pile supposée s'étendre vers
le bas */
/* Créer un processus fils disposant de son propre
espace de noms UTS ; le processus fils débute
son exécution dans childFunc() */
pid = clone(childFunc, stackTop, CLONE_NEWUTS | SIGCHLD, argv[1]);
if (pid == -1)
errExit("clone");
printf("clone() a renvoyé %ld\n", (long) pid);
/* C'est ici que le processus père échoue */
sleep(1); /* Laisser le temps au processus fils de
changer son nom d'hôte */
/* Afficher le nom d'hôte pour l'espace de noms UTS du processus père.
Celui-ci sera différent du nom d'hôte pour l'espace de noms UTS du
processus fils. */
if (uname(&uts) == -1)
errExit("uname");
printf("uts.nodename dans le père : %s\n", uts.nodename);
if (waitpid(pid, NULL, 0) == -1) /* Attendre le processus fils */
errExit("waitpid");
printf("Fin du processus fils\n");
exit(EXIT_SUCCESS);
}
VOIR AUSSI
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)
COLOPHON
Cette page fait partie de la publication 3.65 du projet man-pages Linux. Une description du projet et des
instructions pour signaler des anomalies peuvent être trouvées à l'adresse
http://www.kernel.org/doc/man-pages/.
TRADUCTION
Depuis 2010, cette traduction est maintenue à l'aide de l'outil po4a <http://po4a.alioth.debian.org/> par
l'équipe de traduction francophone au sein du projet perkamon <http://perkamon.alioth.debian.org/>.
Christophe Blaess <http://www.blaess.fr/christophe/> (1996-2003), Alain Portal
<http://manpagesfr.free.fr/> (2003-2006). Julien Cristau et l'équipe francophone de traduction de
Debian (2006-2009).
Veuillez signaler toute erreur de traduction en écrivant à <debian-l10n-french@lists.debian.org> ou par
un rapport de bogue sur le paquet manpages-fr.
Vous pouvez toujours avoir accès à la version anglaise de ce document en utilisant la commande « man -L C
<section> <page_de_man> ».