QNX/UNIX: Анатомия параллелизма

функция fork() не реализуется в этой модели памяти, например в физической модели адресации памяти (напомним, что QNX — многоплатформенная ОС и число поддерживаемых ею платформ все возрастает).

А вот с кодом возврата этой функции в случае удачи сложнее и гораздо интереснее. Дело в том, что для одного вызова fork() одновременно имеют место два возврата в двух различных копиях (но в текстуально едином коде!): в копии кода, соответствующей дочернему процессу, возвращается 0, а в копии кода родителя — PID успешно порожденного дочернего процесса. Это и позволяет разграничить в едином программном коде фрагменты, которые после точки ветвления надлежит выполнять в родительском процессе и которые относятся к дочернему процессу. Типичный шаблон кода, использующего fork() , выглядит примерно так:

pid_t pid = fork();
if (pid == -1) perror('fork'), exit(EXIT_FAILURE);
if (pid == 0) {
 // ... этот код выполняется в дочернем процессе ...
 exit(EXIT_SUCCESS);
}
if (pid > 0) {
 // ... этот код выполняется в родительском процессе ...
 do { // ожидание завершения порожденного процесса
  wpid = waitpid(pid, &status, 0);
 } while(WIFEXITED(status) == 0);
 exit(WEXITSTATUS(status));
}

Эта схема порождения процесса, его клонирование, настолько широко употребляется, особенно при построении самых разнообразных серверов, что для нее была создана специальная техника, построенная на вызове fork(). Заметьте, что во всех многозадачных ОС обязательно присутствует та или иная техника программного создания нового процесса, однако не во всех существует техника именно клонирования, то есть создания полного дубликата порождающего процесса.

Вот как выглядит простейший ретранслирующий TCP/IP-сервер, заимствованный из нашей более ранней публикации [4] (обработка ошибок полностью исключена, чтобы упростить пример):

Ретранслирующий TCP/IP-сервер[12]

int main(int argc, char* argv[]) {
 // создание и подготовка прослушивающего сокета:
 int rc, ls = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);
 setsockopt(ls, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, &rc, sizeof(rc));
 struct sockaddr_in addr;
 memset(&addr, 0, sizeof(addr));
 addr.sin_len = sizeof(addr); // специфика QNX
 addr.sin_family = AF_INET;
 addr.sin_port = htons(PORT); // PORT - константа
 addr.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY);
 bind(ls, (struct sockaddr*)&addr, sizeof(sockaddr));
 listen(ls, 25);
 while(true) {
  rc = accept(ls, NULL, NULL);
  pid_t pid = fork();
  if (pid < 0) ...; // что-то произошло!
  if (pid == 0) {
   close(ls);
   char data[MAXLINE];
   int nd = read(rc, &data, MAXLINE);
   if (nd > 0) write(rc, &data, nd);
   close(rs);
   exit(EXIT_SUCCESS);
  }
  else close(rs); // единственное действие родителя
 }
 exit(EXIT_SUCCESS);
}

Приведенный фрагмент может в процессе своей работы породить достаточно много идентичных процессов (один родительский, пассивно прослушивающий канал; остальные — порожденные, активно взаимодействующие с клиентами, по одному на каждого клиента). Все порождаемые процессы наследуют весь набор дескрипторов (в данном случае сокетов), доступных родительскому процессу. Лучшее, что могут сделать процессы (как родительский, так и дочерний), — немедленно после вызова fork() (и это хорошая практика в общем случае) тщательно закрыть все унаследованные дескрипторы, не имеющие отношения к их работе.

Примечание

Операция fork() должна создать не только структуру адресного пространства нового процесса, но и побайтную копию этой области. В операционных системах общего назначения (Win32, Linux, FreeBSD) для облегчения этого трудоемкого процесса используется виртуализация страниц по технологии COW (copy on write), детально описанная, например, применительно к Win32, Джеффри Рихтером. Накладные расходы процесса копирования здесь демпфированы тем, что копирование каждой физической страницы памяти фактически производится только при записи в эту страницу, то есть затраты на копирование «размазываются» достаточно случайным образом по ходу последующего выполнения дочернего процесса (здесь нет практически никакого итогового выигрыша а производительности, есть только сокрытие от пользователя одноразового размера требуемых затрат).

Системы реального времени не имеют права на такую роскошь: непредсказуемое рассредоточение копирующих операций по всему последующему выполнению, а поэтому и использование в них COW вообще, выглядит весьма сомнительно. В [4] мы описывали эксперименты в QNX, когда в код сервера, построенного на fork(), была внесена «пассивная» строка, никак не используемая в программе, но определяющая весьма протяженную инициализированную область данных:

static long MEM[2500000];

При этом время реакции (ответа) сервера (затраты времени на выполнение fork()) возросло в 50 раз и составило 0,12 сек на процессоре 400 МГц. Еще раз, но в другом контексте эта особенность будет обсуждена ниже при сравнении затрат производительности на создание процессов и потоков.

Дополнительным вызовом этого класса (для полноты обзора) является использование функции:

pid_t vfork(void);

В отличие от fork(), этот вызов, впервые введенный в BSD UNIX, делает разделяемым для дочернего процесса адресное пространство родителя. Родительский процесс приостанавливается до тех пор, пока порожденный процесс не выполнит exec() (загружая новый программный код дочернего процесса) или не завершится с помощью exit() или аналогичных средств.

Функция vfork() может быть реализована на аппаратных платформах с физической моделью памяти (без виртуализации памяти), a fork() — не может (или реализуется с большими накладными расходами), так как требует создания абсолютной копии области адресного