终端在UNIX系统中用户通过终端登录系统后得到一个shell进程这个终端成为 shell 进程的控制终端Controlling Terminal进程中控制终端是保存在 PCB 中的信息而 fork() 会复制 PCB 中的信息因此由 shell 进程启动的其它进程的控制终端也是这个终端默认情况下没有重定向每个进程的标准输入、标准输出和标准错误输出都指向控制终端进程从标准输入读也就是读用户的键盘输入进程往标准输出或标准错误输出写也就是输出到显示器上在控制终端输入一些特殊的控制键可以给前台进程发信号例如Ctrl C会产生SIGINT信号Ctrl \会产生SIGQUIT信号进程组进程组和会话在进程之间形成了一种两级层次关系进程组是一组相关进程的集合会话是一组相关进程组的集合进程组和会话是为支持 shell 作业控制而定义的抽象概念用户通过 shell 能够交互式地在前台或后台运行命令进程组由一个或多个共享同一进程组标识符PGID的进程组成一个进程组拥有一个进程组首进程该进程是创建该组的进程其进程 ID 为该进程组的 ID新进程会继承其父进程所属的进程组 ID进程组拥有一个生命周期其开始时间为首进程创建组的时刻结束时间为最后一个成员进程退出组的时刻一个进程可能会因为终止而退出进程组也可能会因为加入了另外一个进程组而退出进程组进程组首进程无需是最后一个离开进程组的成员会话会话是一组进程组的集合会话首进程是创建该新会话的进程其进程 ID 会成为会话 ID。新进程会继承其父进程的会话 ID一个会话中的所有进程共享单个控制终端。控制终端会在会话首进程首次打开一个终端设备时被建立一个终端最多可能会成为一个会话的控制终端在任一时刻会话中的其中一个进程组会成为终端的前台进程组其他进程组会成为后台进程组。只有前台进程组中的进程才能从控制终端中读取输入。当用户在控制终端中输入终端字符生成信号后该信号会被发送到前台进程组中的所有成员当控制终端的连接建立起来之后会话首进程会成为该终端的控制进程进程组、会话、控制终端之间的关系进程组、会话操作函数pid_t getpgrp(void);pid_t getpgid(pid_t pid);int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);pid_t getsid(pid_t pid);pid_t setsid(void);守护进程概念守护进程Daemon Process也就是通常说的 Daemon 进程精灵进程是Linux 中的后台服务进程。它是一个生存期较长的进程通常独立于控制终端并且周期性地执行某种任务或等待处理某些发生的事件。一般采用以 d 结尾的名字守护进程特征生命周期很长守护进程会在系统启动的时候被创建并一直运行直至系统被关闭它在后台运行并且不拥有控制终端。没有控制终端确保了内核永远不会为守护进程自动生成任何控制信号以及终端相关的信号如SIGINT、SIGQUITLinux 的大多数服务器就是用守护进程实现的。比如Internet 服务器inetdWeb 服务器httpd等守护进程的创建步骤执行一个fork()之后父进程退出子进程继续执行子进程调用setsid()开启一个新会话清除进程的umask以确保当守护进程创建文件和目录时拥有所需的权限修改进程的当前工作目录通常会改为根目录/关闭守护进程从其父进程继承而来的所有打开着的文件描述符在关闭了文件描述符0、1、2之后守护进程通常会打开/dev/null并使用dup2()使所有这些描述符指向这个设备核心业务逻辑解释fork父退场 → 拿到一个非会话首进程的子进程setsed调用进程不能是会话首进程setsid → 创建独立会话彻底脱离终端当前子进程成为新会话的会话首进程umask (0) → 文件权限完全可控chdir (/) → 不占用挂载目录关闭全部继承 fd → 释放资源重定向 0/1/2 到 /dev/null → 兼容库函数避免 IO 异常业务死循环后台运行实例守护进程实现每隔两秒获取时间并写入磁盘/* 写一个守护进程每隔2s获取一下系统时间将这个时间写入到磁盘文件中。 */ #include stdio.h #include sys/types.h #include unistd.h #include stdlib.h #include sys/stat.h #include fcntl.h #include sys/time.h #include signal.h #include time.h #include string.h void myWork(int num) { // 捕捉到信号之后获取系统时间写入磁盘文件 time_t tm time(NULL); struct tm * loc localtime(tm); char* str asctime(loc); int fd open(time.txt, O_RDWR | O_CREAT | O_APPEND, 0664); write(fd ,str, strlen(str)); close(fd); } int main() { // 1. fork产生子进程并退出父进程 pid_t pid fork(); if (pid 0) { exit(0); } // 2. 子进程调用 setsid() 开启一个新会话 setsid(); // 3. 设置掩码 umask(022); // 4. 修改进程的当前工作目录通常设为/这里应该是权限不够所以改为当前目录 chdir(/home/u/Desktop); // 5. 关闭、重定向文件描述符 int fd open(/dev/null, O_RDWR); dup2(fd, STDIN_FILENO); dup2(fd, STDOUT_FILENO); dup2(fd, STDERR_FILENO); // 6. 业务逻辑 // 捕捉定时信号 struct sigaction act; act.sa_flags 0; act.sa_handler myWork; sigemptyset(act.sa_mask); sigaction(SIGALRM, act, NULL); // 设置定时器 struct itimerval val; val.it_interval.tv_sec 2; val.it_interval.tv_usec 0; val.it_value.tv_sec 2; val.it_value.tv_usec 0; setitimer(ITIMER_REAL, val, NULL); // 不让进程结束 while(1) { sleep(10); } return 0; }1.umask作用文件权限屏蔽码设置后当前进程以及它后续创建的子进程在这之后所有 open /creat 创建的新文件、新目录全部都会受这个 umask 影响保证权限一致可控文件最终实际权限 open 传入的 mode减去umask 中置 1 的权限位实际权限 mode (~umask)2.关闭重定向文件描述符作用eg1只做 setsid完全不重定向 0/1/2过程程序从终端启动fd 0、1、2 全都绑定了你当前打开的黑框终端。fork()setsid()进程脱离终端原来的终端窗口关闭了。但是进程手里依然保留着 0、1、2 这三个文件句柄指向一个已经关闭、失效的终端。fd 还挂在死掉的终端上一旦打印输出程序可能直接挂掉。eg2直接close(0); close(1); close(2);只关闭不重定向到 /dev/null文件描述符是最小分配原则当open时会优先打开小的012现在012空闲如果打开两次open创建两个文件占用fd01此时代码print。print默认湘fd01输入则会输入到问文件里面 
长河君 · 2026/9/2 17:30:12 · 阅读 1.2k Linux守护进程
终端在UNIX系统中用户通过终端登录系统后得到一个shell进程这个终端成为 shell 进程的控制终端Controlling Terminal进程中控制终端是保存在 PCB 中的信息而 fork() 会复制 PCB 中的信息因此由 shell 进程启动的其它进程的控制终端也是这个终端默认情况下没有重定向每个进程的标准输入、标准输出和标准错误输出都指向控制终端进程从标准输入读也就是读用户的键盘输入进程往标准输出或标准错误输出写也就是输出到显示器上在控制终端输入一些特殊的控制键可以给前台进程发信号例如Ctrl C会产生SIGINT信号Ctrl \会产生SIGQUIT信号进程组进程组和会话在进程之间形成了一种两级层次关系进程组是一组相关进程的集合会话是一组相关进程组的集合进程组和会话是为支持 shell 作业控制而定义的抽象概念用户通过 shell 能够交互式地在前台或后台运行命令进程组由一个或多个共享同一进程组标识符PGID的进程组成一个进程组拥有一个进程组首进程该进程是创建该组的进程其进程 ID 为该进程组的 ID新进程会继承其父进程所属的进程组 ID进程组拥有一个生命周期其开始时间为首进程创建组的时刻结束时间为最后一个成员进程退出组的时刻一个进程可能会因为终止而退出进程组也可能会因为加入了另外一个进程组而退出进程组进程组首进程无需是最后一个离开进程组的成员会话会话是一组进程组的集合会话首进程是创建该新会话的进程其进程 ID 会成为会话 ID。新进程会继承其父进程的会话 ID一个会话中的所有进程共享单个控制终端。控制终端会在会话首进程首次打开一个终端设备时被建立一个终端最多可能会成为一个会话的控制终端在任一时刻会话中的其中一个进程组会成为终端的前台进程组其他进程组会成为后台进程组。只有前台进程组中的进程才能从控制终端中读取输入。当用户在控制终端中输入终端字符生成信号后该信号会被发送到前台进程组中的所有成员当控制终端的连接建立起来之后会话首进程会成为该终端的控制进程进程组、会话、控制终端之间的关系进程组、会话操作函数pid_t getpgrp(void);pid_t getpgid(pid_t pid);int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);pid_t getsid(pid_t pid);pid_t setsid(void);守护进程概念守护进程Daemon Process也就是通常说的 Daemon 进程精灵进程是Linux 中的后台服务进程。它是一个生存期较长的进程通常独立于控制终端并且周期性地执行某种任务或等待处理某些发生的事件。一般采用以 d 结尾的名字守护进程特征生命周期很长守护进程会在系统启动的时候被创建并一直运行直至系统被关闭它在后台运行并且不拥有控制终端。没有控制终端确保了内核永远不会为守护进程自动生成任何控制信号以及终端相关的信号如SIGINT、SIGQUITLinux 的大多数服务器就是用守护进程实现的。比如Internet 服务器inetdWeb 服务器httpd等守护进程的创建步骤执行一个fork()之后父进程退出子进程继续执行子进程调用setsid()开启一个新会话清除进程的umask以确保当守护进程创建文件和目录时拥有所需的权限修改进程的当前工作目录通常会改为根目录/关闭守护进程从其父进程继承而来的所有打开着的文件描述符在关闭了文件描述符0、1、2之后守护进程通常会打开/dev/null并使用dup2()使所有这些描述符指向这个设备核心业务逻辑解释fork父退场 → 拿到一个非会话首进程的子进程setsed调用进程不能是会话首进程setsid → 创建独立会话彻底脱离终端当前子进程成为新会话的会话首进程umask (0) → 文件权限完全可控chdir (/) → 不占用挂载目录关闭全部继承 fd → 释放资源重定向 0/1/2 到 /dev/null → 兼容库函数避免 IO 异常业务死循环后台运行实例守护进程实现每隔两秒获取时间并写入磁盘/* 写一个守护进程每隔2s获取一下系统时间将这个时间写入到磁盘文件中。 */ #include stdio.h #include sys/types.h #include unistd.h #include stdlib.h #include sys/stat.h #include fcntl.h #include sys/time.h #include signal.h #include time.h #include string.h void myWork(int num) { // 捕捉到信号之后获取系统时间写入磁盘文件 time_t tm time(NULL); struct tm * loc localtime(tm); char* str asctime(loc); int fd open(time.txt, O_RDWR | O_CREAT | O_APPEND, 0664); write(fd ,str, strlen(str)); close(fd); } int main() { // 1. fork产生子进程并退出父进程 pid_t pid fork(); if (pid 0) { exit(0); } // 2. 子进程调用 setsid() 开启一个新会话 setsid(); // 3. 设置掩码 umask(022); // 4. 修改进程的当前工作目录通常设为/这里应该是权限不够所以改为当前目录 chdir(/home/u/Desktop); // 5. 关闭、重定向文件描述符 int fd open(/dev/null, O_RDWR); dup2(fd, STDIN_FILENO); dup2(fd, STDOUT_FILENO); dup2(fd, STDERR_FILENO); // 6. 业务逻辑 // 捕捉定时信号 struct sigaction act; act.sa_flags 0; act.sa_handler myWork; sigemptyset(act.sa_mask); sigaction(SIGALRM, act, NULL); // 设置定时器 struct itimerval val; val.it_interval.tv_sec 2; val.it_interval.tv_usec 0; val.it_value.tv_sec 2; val.it_value.tv_usec 0; setitimer(ITIMER_REAL, val, NULL); // 不让进程结束 while(1) { sleep(10); } return 0; }1.umask作用文件权限屏蔽码设置后当前进程以及它后续创建的子进程在这之后所有 open /creat 创建的新文件、新目录全部都会受这个 umask 影响保证权限一致可控文件最终实际权限 open 传入的 mode减去umask 中置 1 的权限位实际权限 mode (~umask)2.关闭重定向文件描述符作用eg1只做 setsid完全不重定向 0/1/2过程程序从终端启动fd 0、1、2 全都绑定了你当前打开的黑框终端。fork()setsid()进程脱离终端原来的终端窗口关闭了。但是进程手里依然保留着 0、1、2 这三个文件句柄指向一个已经关闭、失效的终端。fd 还挂在死掉的终端上一旦打印输出程序可能直接挂掉。eg2直接close(0); close(1); close(2);只关闭不重定向到 /dev/null文件描述符是最小分配原则当open时会优先打开小的012现在012空闲如果打开两次open创建两个文件占用fd01此时代码print。print默认湘fd01输入则会输入到问文件里面