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Introducción a la programación de Unix
(Versión 1.32)
Miquel Nicolau i Vila
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Introducción a la programación de Unix 2
Índice
Índice................................................................................................................................2
1 Introducción..............................................................................................................4
1.1 El manual de Unix............................................................................................4
1.2 El control de errores.........................................................................................5
2 La gestión de procesos..............................................................................................6
2.1 Los procesos.....................................................................................................6
2.1.1 Identificador del proceso (PID)................................................................6
2.1.2 Identificador del proceso padre (parent process ID)................................6
2.1.3 Identificador del grupo de procesos (process group ID)..........................6
2.1.4 Identificador de usuario (UID).................................................................7
2.1.5 Identificador del grupo de usuarios (GID)...............................................7
2.1.6 Estado del proceso....................................................................................8
2.2 La creación de nuevos procesos.......................................................................8
2.3 La transformación de un proceso (exec).........................................................11
2.4 Llamadas a sistema de gestión de procesos....................................................13
2.4.1 fork.........................................................................................................14
2.4.2 exec.........................................................................................................15
2.4.3 exit..........................................................................................................17
2.4.4 wait.........................................................................................................18
2.4.5 getpid......................................................................................................20
2.4.6 getppid....................................................................................................21
2.4.7 getpgrp....................................................................................................22
2.4.8 setpgid.....................................................................................................23
2.5 Ejemplos de las llamadas de gestión de procesos...........................................24
2.5.1 Ejemplo 1................................................................................................24
2.5.2 Ejemplo 2................................................................................................26
3 La entrada/salida.....................................................................................................27
3.1 La entrada/salida y el sistema de ficheros......................................................27
3.2 La independencia de dispositivos y la redirección de la entrada/salida.........29
3.3 La tabla de ficheros abiertos y el puntero de lectura/escritura.......................32
3.4 Llamadas a sistema de entrada/salida.............................................................35
3.4.1 creat........................................................................................................36
3.4.2 open........................................................................................................38
3.4.3 close........................................................................................................40
3.4.4 read.........................................................................................................41
3.4.5 write........................................................................................................43
3.4.6 lseek........................................................................................................45
3.4.7 dup..........................................................................................................46
3.4.8 unlink......................................................................................................47
3.5 Ejemplos de las llamadas de entrada/salida....................................................48
3.5.1 Ejemplo 1................................................................................................48
3.5.2 Ejemplo 2................................................................................................49
3.5.3 Ejemplo 3................................................................................................50
3.5.4 Ejemplo 4................................................................................................51
3.5.5 Ejemplo 5................................................................................................52
4 La comunicación y sincronización entre procesos.................................................53
4.1 Los signals......................................................................................................53
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Introducción a la programación de Unix 3
4.2 Las pipes.........................................................................................................55
4.3 Llamadas a sistema de comunicación y sincronización entre procesos.........58
4.3.1 pipe.........................................................................................................59
4.3.2 signal.......................................................................................................60
4.3.3 kill...........................................................................................................61
4.3.4 alarm.......................................................................................................63
4.3.5 pause.......................................................................................................64
4.4 Ejemplos de las llamadas de comunicación y sincronización entre procesos 65
4.4.1 Ejemplo 1................................................................................................65
4.4.2 Ejemplo 2................................................................................................66
5 Bibliografía.............................................................................................................68
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Introducción a la programación de Unix 4
1 Introducción
En este documento se introducirán los conceptos básicos de la programación con
llamadas a sistema de Unix. En ningún momento, sin embargo, quiere ser un catálogo
completo de todas las llamadas a sistema y de su uso, sino que quiere presentar las
funciones más significativas del entorno Unix relacionadas con la gestión de los
procesos, la entrada/salida y la comunicación entre procesos. El objetivo final es
ofrecer las herramientas básicas para entender los rasgos más característicos de Unix
y poder así empezar a desarrollar aplicaciones sobre este entorno.
El documento se estructura en cuatro capítulos. Este primer capítulo es una
introducción que presenta, de forma general, algunos conceptos que ayudarán a
entender los cimientos de la programación sobre Unix. Los otros tres capítulos tratan
tres ámbitos fundamentales de todo sistema operativo: la gestión de procesos
(capítulo 2), la entrada/salida (capítulo 3) y la comunicación y sincronización entre
procesos (capítulo 4).
El esquema de los capítulos 2, 3 y 4 es muy similar. En cada uno de ellos se introduce,
primero de todo, los conceptos relacionados con la temática tratada, acto seguido se
presentan las llamadas a sistema fundamentales y se acaba con un conjunto de
ejemplos que ayudarán a clarificar todo lo que se ha tratado.
La presentación de cada llamada a sistema se estructura en cinco apartados:
1. Sintaxis: se presenta la sintaxis en lenguaje C de cada llamada a sistema y se
describen los ficheros de definiciones (include) necesarios.
2. Descripción: se introduce con detalle el funcionamiento de la llamada a sistema
y las acciones que se llevan a cabo.
3. Parámetros: se explican uno a uno los parámetros utilizados y los posibles
valores.
4. Valor devuelto: se describen los posibles valores devueltos y su significado.
5. Errores: se presentan los errores más significativos que puede producir cada
llamada a sistema.
1.1 El manual de Unix
Unix ofrece un manual de usuario estructurado en 8 secciones donde se describen
todas sus características. Este manual está disponible en el propio sistema operativo
(man pages) y se puede acceder a través de la orden man del intérprete de órdenes.
Las secciones tratan los siguientes temas:
Sección 1: órdenes de usuario disponibles desde el intérprete (shell)
Sección 2: llamadas a sistema
Sección 3: funciones de biblioteca (library) del lenguaje C
Sección 4: dispositivos
Sección 5: formatos de los archivos
Sección 6: juegos
Sección 7: entornos, tablas y macros
Sección 8: mantenimiento del sistema
La descripción de cada concepto del manual se acompaña del identificador de la
sección a la cual pertenece. Por ejemplo, la orden ls que permite listar el contenido de
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Introducción a la programación de Unix 5
un directorio aparecerá como ls (1) ya que es una orden del intérprete y, por lo tanto,
se describirá en la sección 1. Todas las llamadas a sistema estarán explicadas en la
sección 2 y las referencias lo indicarán así: fork (2).
El manual en línea de Unix es una herramienta muy importante de apoyo en el uso del
sistema operativo y, en concreto, para el buen conocimiento de las llamadas a
sistema.
Algunos ejemplos de órdenes:
- $ man man (obtendremos ayuda del propio manual)
- $ man ls (obtendremos ayuda sobre la orden ls)
- $ man 2 write (obtendremos ayuda de la llamada a sistema write, en ella se
ha especificado la sección 2 -con el parámetro 2- para distinguirla de la orden
del intérprete write (1).
1.2 El control de errores
La mayoría de llamadas a sistema de Unix devuelven un valor entero al acabar su
ejecución. Un valor 0 o positivo indica un fin correcto de la llamada. Un valor negativo
(-1) indica un error en su ejecución.
Cada llamada a sistema puede producir errores diferentes y variados. Para poder
saber el error que se ha producido, cada proceso dispone de una variable global
llamada errno que describe el error producido después de cada llamada a sistema.
Para poder controlar correctamente el comportamiento de un proceso, que utiliza
llamadas a sistema, es del todo necesario hacer un seguimiento detallado de la
ejecución de cada llamada. Por esta razón, es del todo aconsejable verificar la
correcta finalización de las llamadas y, en caso contrario, detectar el error que se ha
producido.
La estructura general de programación de cualquier llamada a sistema sería la
siguiente:
#include <errno.h>
int p[2];
...
if (pipe(p) < 0) {
/* Escribe el error por el canal estándar de errores (2) */
write(2, "Error pipe\n", strlen("Error pipe\n"));
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
En el código anterior se incluye el fichero errno.h, donde se describe la variable global
errno necesaria para identificar el error producido. El proceso ejecuta la llamada a
sistema pipe que devolverá el valor -1 en caso de error. Si se produce un error, el
código escribirá (write) el tipo de error (variable errno) y acabará la ejecución del
proceso (llama a sistema exit).
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Introducción a la programación de Unix 6
2 La gestión de procesos
En este capítulo se describirán las características fundamentales de los procesos, sus
atributos, la creación y destrucción, junto con las llamadas básicas para su gestión.
2.1 Los procesos
La gestión de procesos es la herramienta fundamental que permite la creación y
destrucción de nuevos procesos dentro del sistema operativo. En Unix existe una
jerarquía de procesos encabezada por un proceso inicial a partir del cual se genera el
resto de procesos del sistema. Este proceso (el proceso init) tiene el identificador 1 y
tendrá un papel muy importante a lo largo de la vida del sistema tal como se verá más
adelante.
Los procesos de Unix tienen un conjunto de atributos, que hay que conocer para poder
gestionarlos correctamente, de los cuales hay que destacar los siguientes:
- Identificador del proceso (PID)
- Identificador del proceso padre (parent process ID)
- Identificador del grupo de procesos (process group ID)
- Identificador de usuario (UID)
- Identificador del grupo de usuarios (GID)
- Estado del proceso
2.1.1 Identificador del proceso (PID)
El identificador del proceso es un entero positivo único que se asocia a cada proceso
en el momento de su creación y que se mantiene hasta su desaparición. Este
identificador permitirá gestionar el proceso a lo largo de su vida y hacer el seguimiento
de su ejecución.
2.1.2 Identificador del proceso padre (parent process ID)
Los procesos de Unix mantienen la relación jerárquica del sistema mediante el
identificador de su proceso padre (parent process ID). Este identificador permite saber
quién ha creado al proceso.
2.1.3 Identificador del grupo de procesos (process group ID)
El identificador de grupo indica el grupo de procesos al cual pertenece el proceso. Un
grupo de procesos es una agrupación de procesos que facilita la gestión conjunta de
algunas funciones como el envío de señales (llamada a sistema signal). El proceso
líder del grupo es el que define el valor del identificador del grupo, que será el mismo
que su identificador de proceso (PID). Los grupos de procesos existen mientras exista
algún proceso del grupo. Un nuevo proceso mantiene el grupo del proceso padre
mientras no se cambie de grupo mediante la llamada a sistema setpgid.
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Introducción a la programación de Unix 7
2.1.4 Identificador de usuario (UID)
Todo proceso pertenece al usuario que lo ha creado y todo usuario de Unix posee un
identificador único que lo representa. El identificador de usuario se asignará al proceso
en el momento de su creación y le ofrecerá un conjunto de derechos sobre los
recursos del sistema.
Todo proceso dispondrá de dos identificadores de usuario:
- el identificador real de usuario (real user ID)
- el identificador efectivo de usuario (effective user ID)
El identificador real de usuario (real user ID) no se cambia nunca en toda la vida del
proceso y corresponde al identificador del usuario que ha creado el proceso.
El identificador efectivo de usuario (effective user ID) es el que utiliza el sistema para
verificar los derechos del proceso sobre los diferentes recursos del sistema. En el
momento de la creación de un proceso, su identificador efectivo de usuario coincide
con el identificador real de usuario, pero el identificador efectivo de usuario sí que se
puede cambiar de forma controlada a lo largo de la ejecución del proceso. La
modificación del identificador efectivo de usuario ofrece una herramienta importante
para el acceso restringido de los procesos de usuario a recursos protegidos del
sistema.
El cambio de identificador efectivo de usuario lo puede provocar la ejecución (llamada
a sistema exec) de un fichero ejecutable que tenga activo el bit setUID (set-user-ID). Si
el bit set-user-ID está activo, el identificador efectivo de usuario del proceso que ha
ejecutado (exec) el fichero, tomará como valor al identificador del propietario del
fichero ejecutable. El identificador real de usuario no es modificará.
Un ejemplo claro de la utilización del setUID se puede encontrar en la orden passwd.
Esta orden permite que cualquier usuario pueda modificar su clave de acceso al
sistema. Esta clave está almacenada en un fichero (/etc/passwd) que es propiedad del
usuario root o super-user y que sólo este usuario puede modificar. El fichero
ejecutable con la orden passwd pertenece también al usuario root y tiene el bit setUID
activo. Por lo tanto, cualquier proceso que ejecute esta orden cambiará su identificador
efectivo de usuario que tomará por valor al identificador de usuario root y, por lo tanto,
podrá acceder al fichero de claves (/etc/passwd) y modificarlo.
2.1.5 Identificador del grupo de usuarios (GID)
Todo proceso pertenece al grupo de usuarios del usuario que lo ha creado. El
identificador del grupo de usuarios se asignará al proceso en el momento de su
creación y le ofrecerá un conjunto de derechos sobre los recursos del sistema.
Todo proceso dispondrá de dos identificadores del grupo de usuarios:
- el identificador real del grupo de usuarios (real group ID)
- el identificador efectivo del grupo de usuarios (effective group ID)
El identificador real del grupo de usuarios (real group ID) no se cambia nunca en toda
la vida del proceso y corresponde al identificador del grupo de usuarios del usuario
que ha creado el proceso.
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Introducción a la programación de Unix 8
El identificador efectivo del grupo de usuarios (effective group ID) es el que utiliza el
sistema para verificar los derechos del proceso sobre los diferentes recursos del
sistema. En el momento de la creación de un proceso, su identificador efectivo del
grupo de usuarios coincide con el identificador real del grupo de usuarios, pero el
identificador efectivo del grupo de usuarios sí que se puede cambiar de forma
controlada a lo largo de la ejecución del proceso. La modificación del identificador
efectivo del grupo de usuarios ofrece una herramienta importante para el acceso
restringido de los procesos de usuario a recursos protegidos del sistema.
El cambio de identificador efectivo del grupo de usuarios lo puede provocar la
ejecución (llamada a sistema exec) de un fichero ejecutable que tenga activo el bit
setGID (set-group-ID). Si el bit set-group-ID está activo, el identificador efectivo del
grupo de usuarios del proceso que ha ejecutado (exec) el fichero, tomará como valor
el identificador del grupo de usuarios del propietario del fichero ejecutable. El
identificador real del grupo de usuarios no se modificará.
2.1.6 Estado del proceso
Como en todo sistema operativo, los procesos pueden estar en diferentes estados: en
ejecución, bloqueados, preparados, zombie, ...
En Unix hay que destacar un estado particular que tienen algunos procesos después
de su destrucción: el estado zombie. Este estado corresponde a un proceso que ya no
puede volver a ejecutarse porque ya ha finalizado, pero que todavía está presente en
el sistema porque no ha podido liberar todos sus recursos. La razón del estado zombie
tiene que ver con la jerarquía de procesos de Unix que se origina en la creación de
procesos y se mantiene hasta su desaparición.
Cada proceso es hijo de su proceso padre que es el responsable de liberar los
recursos de sus procesos hijo en el momento de su finalización. Para liberar los
procesos y eliminarlos del todo del sistema, es necesario que el proceso padre se
sincronice (llamada wait) con la finalización (exit) de sus procesos hijo. En este
proceso de sincronización, el proceso hijo informa a su padre de la causa de su
muerte al mismo tiempo que libera todos sus recursos y desaparece del sistema. Si un
proceso finaliza sin esta sincronización padre-hijo, el proceso pasa al estado zombie y
se quedará en este estado hasta que pueda liberar los recursos pendientes. Si el
proceso padre desapareciera sin haber realizado la sincronización (wait) con sus
procesos hijo, los procesos hijo pasarán a ser adoptados por el proceso init (proceso
1) y este proceso primogénito los liberará del estado zombie y desaparecerán del
sistema.
Es importante tener en cuenta esta característica de los procesos y evitar, siempre que
sea posible, que no quede ningún proceso en estado zombie ya que ocupa inútilmente
recursos del sistema. Por esta razón, los procesos esperarán con la llamada a sistema
wait la finalización de sus hijos y, de esta manera, harán desaparecer del sistema los
procesos que ya han finalizado.
2.2 La creación de nuevos procesos
La creación de nuevos procesos es una de las acciones más importantes que permite
que se puedan realizar nuevas acciones por parte de los diferentes usuarios. Cada
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Introducción a la programación de Unix 9
nuevo proceso se ejecutará de forma concurrente con los otros procesos y tendrá que
compartir los recursos (procesador, memoria, ...) del sistema. A diferencia de otros
sistemas operativos, la creación de procesos en Unix se realiza de una manera muy
sencilla, mediante la llamada a sistema nombrado fork que no utiliza ningún
parámetro. El resultado de la ejecución de la llamada fork es la aparición de un nuevo
proceso, hijo del proceso creador y que se ejecutará de forma concurrente con el resto
de procesos del sistema, que hereda un gran número de características de su padre.
Hay que destacar, por ejemplo, que el nuevo proceso tiene el mismo código, los
mismos datos, la misma pila y el mismo valor del contador de programa que el proceso
creador. Eso no quiere decir que comparta código y datos, sino que se crea un nuevo
proceso donde se copia el código y los datos del proceso que lo ha creado. Sólo hay
un dato que es diferente: el valor devuelto por la llamada fork.
Efectivamente, la llamada fork acaba dos veces, una vez en el proceso que lo ha
invocado y otra, en el nuevo proceso que, como ya se ha dicho, tiene el mismo código
que el proceso creador y, por lo tanto, empezará su ejecución justo después de haber
acabado la función fork. En el proceso padre, la llamada fork devuelve el identificador
del proceso hijo y en el proceso hijo devuelve el valor 0. Es gracias a los valores
diferentes de retorno que se puede distinguir entre padre e hijo y, por lo tanto, se
puede modificar el comportamiento de los dos procesos. En el código que sigue se
muestra un pequeño programa que crea un nuevo proceso:
main()
{
int process, st, pid;
char s[80];
switch (process = fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
sprintf(s, "Error del fork\n");
write(2, s, strlen(s));
exit(1);
case 0:
/* Proceso hijo - Escribe y acaba */
sprintf(s, "Hola soy el hijo\n");
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y escribe */
sprintf(s, "Soy el padre con hijo: %d\n", process);
write(1, s, strlen(s));
pid = wait(&st);
exit(0);
}
}
La evolución de los dos procesos se muestra en el siguiente diagrama:
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Introducción a la programación de Unix 10
Inicio
0 - proceso hijo > 0 - proceso padre fork
Código hijo Código padre
Hola soy el hijo Soy el padre con hijo: ...
exit
Sincronización de la muerte del hijo con el padre wait
exit
En el código anterior se pueden distinguir claramente los posibles valores devueltos de
la llamada fork:
- Valor -1: representa un error y que no se ha podido crear el nuevo proceso
- Valor 0: es el valor que se devuelve al nuevo proceso (proceso hijo)
- Valor > 0: es el valor que se devuelve al proceso creador (pid del nuevo
proceso)
En caso de que la llamada fork no haya producido ningún error aparecerá un nuevo
proceso que tendrá replicado (no compartido) el mismo código y los mismos datos que
el proceso creador y con el mismo valor del contador de programa. Por lo tanto,
empezará su ejecución en el punto donde el proceso creador lo ha creado, es decir,
justo en el momento de finalizar la llamada fork. Por lo tanto, el nuevo proceso
empezará su ejecución en el case 0 del switch, escribirá un mensaje y acabará (exit):
case 0:
/* Proceso hijo - Escribe y acaba */
sprintf(s, "Hola soy el hijo\n");
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
En cambio el padre, después de haber creado al hijo seguirá su ejecución en el case
default del switch, escribirá el identificador del hijo que le ha devuelto la llamada fork
(variable process), esperará la finalización del hijo (wait) y acabará (exit):
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y escribe */
sprintf(s, "Soy el padre con hijo: %d\n", process);
write(1, s, strlen(s));
pid = wait(&st);
exit(0);
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Introducción a la programación de Unix 11
La salida de los procesos padre e hijo se puede dar en cualquier orden ya que la
ejecución es concurrente. Puede ser que escriba primero el padre o que escriba
primero el hijo:
Soy el padre con hijo: ...
Hola soy el hijo
o
Hola soy el hijo
Soy el padre con hijo: ...
Es importante remarcar la importancia de sincronizarse con la desaparición de los
hijos (wait). Tal como se ha comentado antes, si el proceso creador no espera la
finalización de sus hijos, los procesos que mueren no pueden liberar todos sus
recursos y quedan en estado zombie. Si en el ejemplo anterior el proceso creador
hubiera acabado sin ejecutar la llamada a sistema wait, el proceso hijo habría quedado
en estado zombie hasta que el proceso creador hubiera muerto y el proceso init
hubiera adoptado el nuevo proceso y hubiera liberado sus recursos.
En otros apartados se irán comentando otros aspectos importantes de la herencia
entre procesos relacionados con la entrada/salida y con la comunicación entre
procesos.
2.3 La transformación de un proceso (exec)
Como se ha visto en el apartado anterior la creación de procesos de Unix se limita a
crear un nuevo proceso idéntico al proceso padre. Sin embargo, cuando se crea un
nuevo proceso normalmente se quiere que haga cosas muy diferentes de las que hace
su creador. Por esta razón, hay que disponer de una función que nos permita cambiar
del todo a un determinado proceso.
La llamada a sistema exec permite cambiar todo el código, los datos y la pila de un
proceso y cargar un nuevo código y unos nuevos datos almacenados en un fichero
ejecutable. Esta llamada es la que realmente permite ejecutar programas después de
haber creado un nuevo proceso y, habitualmente, se utilizará inmediatamente después
de la llamada fork. Una vez acabada la llamada exec, el código del proceso que la ha
invocado habrá desaparecido del todo y, por lo tanto, la llamada no retornará nunca,
es decir, las sentencias del programa que aparezcan después de la llamada nunca no
se ejecutarán.
El código que se muestra a continuación crea un nuevo proceso e, inmediatamente
después, el proceso hijo ejecuta (llamada a sistema execlp) el fichero ejecutable ls.
Por lo tanto, el nuevo proceso ya no mantiene el mismo código ni los mismos datos
que el proceso creador, sino que ha transformado totalmente su código y sus datos
según el contenido del fichero ejecutable ls. Por esta razón, el proceso no ejecutará
nunca las sentencias de después de la llamada, excepto en caso de que exec
produzca un error y, por lo tanto, el cambio de imagen no se pueda realizar. Esta
mutación sólo afecta a los datos y al código, en cambio el proceso sigue siendo lo
mismo con el mismo identificador (pid) y los mismos identificadores de usuario, a
menos que el fichero ejecutable tuviera activo el bit setUID o el bit setGID, tal como se
ha explicado previamente.
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Introducción a la programación de Unix 12
main()
{
int st;
char s[80];
switch (fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
sprintf(s, "Error del fork\n");
write(2, s, strlen(s));
exit(1);
case 0:
/* Proceso hijo - Ejecutará ls */
/* Carga el código de ls */
execlp("ls","ls", (char *)0);
/* Si llega aquí, ha habido error y acaba */
sprintf(s, "Error exec\n");
write(2, s, strlen(s));
exit(1);
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y acaba */
wait(&st);
exit(0);
}
}
## Página 13
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Introducción a la programación de Unix 13
2.4 Llamadas a sistema de gestión de procesos
En este apartado se presentan las siguientes llamadas relacionadas con la gestión de
procesos:
· fork: crea un nuevo proceso
· exec: reemplaza la imagen del proceso con una nueva imagen
· exit: finaliza un proceso
· wait: espera la finalización de un proceso hijo
· getpid: obtiene el identificador del proceso
· getppid: obtiene el identificador del proceso padre
· getpgrp: obtiene el identificador del grupo de procesos del proceso
· setpgid: cambia el identificador del grupo de procesos de un proceso
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Introducción a la programación de Unix 14
2.4.1 fork
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
Descripción
La llamada fork no tiene ningún parámetro y su función es crear un nuevo proceso. El
nuevo proceso (proceso hijo) es una copia exacta del proceso creador (proceso
padre). El proceso hijo hereda todo el entorno del proceso padre. Entre los atributos
heredados hay que destacar:
· Identificadores de usuario y de grupo, tanto real como efectivo.
· Canales (file descriptors) abiertos.
· Programación de los signals.
· Segmentos de memoria compartida.
· Bit de set-user-ID.
· Bit de set-group-ID.
· Identificador de grupo (process group Id).
· Directorio de trabajo (current working directory).
· Directorio raíz (root directory).
· Máscara de creación de ficheros (umask).
El proceso hijo se distingue del proceso padre en los siguientes aspectos:
· El identificador de proceso del hijo es diferente del identificador del padre.
· El proceso hijo tiene un identificador de proceso padre diferente (es el
identificador del proceso que lo ha creado).
· El proceso hijo tiene su propia copia de los canales (file descriptors) del padre.
Cada canal del hijo comparte con el canal del padre el mismo puntero en el
fichero (puntero de lectura/escritura).
· El conjunto de signals pendientes está vacío.
· No se hereda ninguna operación de entrada/salida asíncrona.
Valor devuelto
Si el fork se ejecuta correctamente devolverá el valor 0 al proceso hijo y devuelverá el
identificador del proceso hijo (PID) al proceso padre. En caso de error, la llamada
devolverá el valor -1 al proceso padre, no se creará ningún proceso y la variable errno
indicará el error producido.
Errores
La llamada fork fallará si:
· EAGAIN: se ha superado el número máximo de procesos posibles por usuario
o la cantidad total de memoria del sistema disponible es insuficiente.
· ENOMEM: no hay espacio de swap suficiente.
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Introducción a la programación de Unix 15
2.4.2 exec
La llamada a sistema exec se ofrece con diferentes sintaxis que facilitan su utilización
en función de los parámetros utilizados: execl, execv, execle, execve, execlp, execvp.
Sintaxis
#include <unistd.h>
int execl(char *path, char *arg0..., char *argn, char * /*NULL*/);
int execv(char *path, char *argv[]);
int execle(char *path, char *arg0..., char *argn, char * /*NULL*/, char *envp[]);
int execve(char *path, char *argv[], char * envp[]);
int execlp(char *file, char *arg0..., char *argn, char * /*NULL*/);
int execvp(char *file, char *argv[]);
Descripción
Cada una de las funciones de la familia exec reemplaza la imagen (código y datos) del
proceso que la invoca con una nueva imagen. La nueva imagen se construye a partir
de un fichero ejecutable que se pasa como parámetro. No se devuelve ningún valor en
caso de que la llamada se ejecute correctamente, ya que la imagen del proceso que la
invoca es eliminada por la nueva imagen.
Los canales (file descriptors) abiertos del proceso que invoca la llamada permanecen
abiertos después del cambio de imagen, excepto aquéllos que tienen el flag close-on-
exec activo.
Los signals definidos, en el proceso que invoca la llamada, con acción por defecto o
que tienen que ser ignorados se mantienen igual después del cambio de imagen. Los
signals programados con alguna función en el proceso que invoca la llamada cambian
su programación a la acción por defecto después del cambio de imagen, ya que el
código de las funciones con que habían sido programados desaparece después de la
llamada exec.
Si el bit set-user-ID está activo, el identificador efectivo de usuario del proceso con la
nueva imagen tomará como valor el identificador del propietario del fichero de imagen.
Igualmente si el bit set-group-ID está activo, el identificador efectivo de grupo del
proceso con la nueva imagen tomará como valor el identificador del grupo del fichero
de imagen. Los identificadores reales de usuario y de grupo se mantendrán.
Los segmentos de memoria compartida del proceso que invoca la llamada se
desasignarán de la nueva imagen.
La nueva imagen del proceso mantendrá, entre otros, los siguientes atributos:
· El identificador del proceso (PID).
· El identificador del proceso padre (parent process ID).
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Introducción a la programación de Unix 16
· El identificador del grupo (process group ID)
· El identificador real de usuario y de grupo (real user ID y real group ID)
· El directorio de trabajo (current working directory).
· El directorio raíz (root directory).
· La máscara de creación de ficheros (umask).
· Los signals pendientes.
Parámetros
· path apunta al nombre completo que identifica al nuevo fichero de imagen.
· file se utiliza para construir el nombre completo que identifica al nuevo fichero
de imagen. Si el parámetro file contiene una barra inclinada ('/'), entonces se
utiliza como nombre completo del nuevo fichero de imagen. En caso contrario,
el camino completo del nombre del fichero se obtiene mediante una búsqueda
en los directorios incluidos en la variable de entorno PATH.
· Los parámetros representados por arg() ... son punteros a cadenas de
caracteres. Estos parámetros son la lista de argumentos que se pasarán a la
nueva imagen. La lista se acaba con un puntero nulo. El parámetro arg0
indicará el nombre que se asociará con el proceso iniciado por la función exec.
· argv es un puntero a una tabla de cadenas de caracteres. La última entrada de
la tabla tiene que ser un puntero nulo. Los elementos de la tabla son la lista de
argumentos que se pasarán a la nueva imagen. El valor de la entrada argv[0]
indicará el nombre que se asociará con el proceso iniciado por la función exec.
· envp es un puntero a una tabla de cadenas de caracteres. La última entrada de
la tabla tiene que ser un puntero nulo. Los valores de este parámetro
constituyen el entorno para la nueva imagen.
Valor devuelto
La llamada devolverá el valor -1 en el caso de un error en su ejecución y la variable
errno indicará el error producido. No se devuelve ningún valor en caso de que la
llamada se ejecute correctamente, ya que la imagen del proceso que la invoca es
eliminada por la nueva imagen.
Errores
La llamada exec fallará, entre de otras razones, si:
· EACCES: no se tiene permiso para buscar en uno de los directorios que
aparecen en el nombre completo del fichero de imagen, o el fichero con la
nueva imagen no es un fichero regular, o el fichero con la nueva imagen no se
puede ejecutar.
· EAGAIN: la cantidad de memoria disponible del sistema en el momento de leer
el fichero imagen es insuficiente.
· EFAULT: alguno de los parámetros apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada exec.
· ELOOP: se han encontrado demasiados enlaces simbólicos durante la
traducción del parámetro path o file.
· ENAMETOOLONG: la longitud del parámetro path o file excede el tamaño
permitido (PATH_MAX).
· ENOENT: algún componente del parámetro path o file no existe o está vacío.
· ENOMEM: la nueva imagen del proceso necesita más memoria de la permitida.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path o file no es un
directorio.
## Página 17
<!-- source-page: 17 -->
Introducción a la programación de Unix 17
2.4.3 exit
Sintaxis
#include <stdlib.h>
void exit(int status);
Descripción
La llamada exit tiene como función finalizar el proceso que la invoca con las siguientes
consecuencias:
· Se cierran todos los canales (file descriptors) del proceso.
· Si el proceso padre está ejecutando la llamada wait se le notifica la
finalización del hijo y se le pasa el valor de los ocho bits de menor peso del
parámetro status. Si el proceso padre no está ejecutando la llamada wait, el
estado del hijo (valor del parámetro status) se le pasará en el momento que
la ejecute.
· Si el proceso padre no está ejecutando la llamada wait en el momento que
el proceso invoca la llamada exit, entonces el proceso que invoca exit se
transforma en un proceso zombie. Un proceso zombie es un proceso
inactivo que sólo ocupa una entrada de la tabla de procesos y se eliminará
completamente en el momento que su proceso padre ejecute la llamada
wait.
· Se envía un signal SIGCHLD a su padre.
· Se libera toda la memoria asignada al proceso.
· Se desasignan los segmentos de memoria compartida.
Parámetros
El parámetro status almacena, en sus 8 bits (bits 0377) de menor peso, el valor que el
proceso hijo pasará a su padre cuando el proceso padre ejecute la llamada wait.
Valor devuelto
La llamada exit no retorna nunca al proceso que la invoca.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 18
<!-- source-page: 18 -->
Introducción a la programación de Unix 18
2.4.4 wait
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
pid_t wait(int *stat_loc);
Descripción
La llamada wait bloquea la ejecución del proceso que la invoca hasta que está
disponible la información del estado de finalización de alguno de sus hijos, o hasta que
llega un signal que tiene una función programada o que provoca la finalización del
proceso. Si la información del estado de finalización de algún hijo está disponible antes
de invocar la llamada, wait retornará inmediatamente.
Si wait finaliza porque el estado de finalización de algún hijo está disponible, entonces
devolverá el identificador del hijo que ha acabado.
Si un proceso acaba sin haber esperado (wait) la finalización de sus hijos, el
identificador del proceso padre de todos sus hijos tomará el valor 1. Es decir, sus
procesos hijo son heredados por el proceso de inicialización (init) que se convierte en
su padre.
Parámetros
El parámetro stat_loc es un puntero donde se almacenará el estado del proceso hijo
que ha finalizado.
Si la llamada finaliza porque está disponible el estado de finalización de algún proceso
hijo, entonces el estado del proceso hijo que ha finalizado se almacenará en la
dirección apuntada por stat_loc de la siguiente manera:
· Si el proceso hijo acaba por la ejecución de la llamada exit, los ocho bits de
menor peso de la variable apuntada por stat_loc valdrán 0 y los ocho bits de
mayor peso contendrán el valor de los ocho bits de menor peso del
argumento pasado a la llamada exit.
· Si el proceso hijo acaba a causa de un signal, los ocho bits de mayor peso
de la variable apuntada por stat_loc valdrán 0 y los ocho bits de menor peso
contendrán el número del signal que ha causado la finalización del proceso.
Valor devuelto
Si wait acaba a causa de la finalización de un proceso hijo, entonces la llamada
devuelve el identificador del proceso que ha finalizado. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada wait fallará si:
· ECHILD: el proceso que invoca la llamada no tiene ningún hijo vivo.
## Página 19
<!-- source-page: 19 -->
Introducción a la programación de Unix 19
· EINTR: la llamada ha sido interrumpido por un signal.
## Página 20
<!-- source-page: 20 -->
Introducción a la programación de Unix 20
2.4.5 getpid
Sintaxis
#include <unistd.h>
pid_t getpid(void);
Descripción
La llamada getpid no tiene ningún parámetro y devuelve el identificador del proceso
que la invoca.
Valor devuelto
La llamada devolverá el identificador del proceso que la invoca. No habrá ningún caso
que produzca error.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 21
<!-- source-page: 21 -->
Introducción a la programación de Unix 21
2.4.6 getppid
Sintaxis
#include <unistd.h>
pid_t getppid(void);
Descripción
La llamada getppid no tiene ningún parámetro y devuelve el identificador del proceso
padre del proceso que la invoca.
Valor devuelto
La llamada devolverá el identificador del proceso padre del proceso que la invoca. No
habrá ningún caso que produzca error.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 22
<!-- source-page: 22 -->
Introducción a la programación de Unix 22
2.4.7 getpgrp
Sintaxis
#include <unistd.h>
pid_t getpgrp(void);
Descripción
La llamada getpgrp no tiene ningún parámetro y devuelve el identificador del grupo de
procesos (process group ID) del proceso que la invoca.
Valor devuelto
La llamada devolverá el identificador del grupo de procesos del proceso que la invoca.
No habrá ningún caso que produzca error.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 23
<!-- source-page: 23 -->
Introducción a la programación de Unix 23
2.4.8 setpgid
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);
Descripción
La llamada setpgid asigna el valor pgid al identificador del grupo de procesos (process
group ID) del proceso con identificador pid.
Si pgid es igual a pid, el proceso con identificador pid se convertirá en el líder del
grupo. De lo contrario el proceso con identificador pid se convertirá en un miembro de
un grupo ya existente.
Si pid es igual a 0 se utiliza como pid el identificador de proceso del proceso que ha
realizado la llamada.
Si pgid es igual a 0, el proceso con identificador pid se convertirá en el líder del grupo
de procesos.
Parámetros
· pid es el identificador del proceso al cual se le quiere cambiar su identificador
del grupo de procesos.
· pgid es el valor del identificador del grupo de procesos que se quiere asignar al
proceso.
Valor devuelto
Si la llamada se ejecuta correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá
el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada setpgid fallará, entre de otras razones, si:
· EACCES: el pid corresponde al identificador de un hijo del proceso que invoca
la llamada y que ha ejecutado una llamada a sistema exec.
· EINVAL: el parámetro pgid tiene un valor negativo o superior al máximo
permitido.
· ESRCH: el parámetro pid no coincide con el identificador del proceso que
invoca la llamada ni con el identificador de ninguno de sus hijos.
## Página 24
<!-- source-page: 24 -->
Introducción a la programación de Unix 24
2.5 Ejemplos de las llamadas de gestión de procesos
2.5.1 Ejemplo 1
Este ejemplo muestra la creación de un nuevo proceso (fork) y la sincronización del
proceso padre con la finalización del proceso hijo (exit y wait). El nuevo proceso se
ejecutará de forma concurrente con el proceso padre.
El proceso padre realizará las acciones siguientes:
a) Crea el proceso hijo (fork)
b) Escribe su identificador de proceso (write y getpid)
c) Espera la finalización del proceso hijo (wait)
d) Escribe el identificador del hijo que ha muerto (write)
e) Acaba (exit)
El proceso hijo, por su parte, realizará de forma concurrente con el proceso padre las
acciones siguientes:
a) Escribe su identificador de proceso (write y getpid)
b) Escribe el identificador de proceso de su padre (write y getppid)
c) Acaba (exit)
La escritura b) del padre y las escrituras a) y b) del hijo pueden aparecer en cualquier
orden en función de la ejecución concurrente de los dos procesos:
Hola soy el hijo: ... {salida a) del hijo}
Mi padre es: ... {salida b) del hijo}
Hola soy el padre: ... {salida b) del padre}
o
Hola soy el padre: ... {salida b) del padre}
Hola soy el hijo: ... {salida a) del hijo}
Mi padre es: ... {salida b) del hijo}
o
Hola soy el hijo: ... {salida a) del hijo}
Hola soy el padre: ... {salida b) del padre}
Mi padre es: ... {salida b) del hijo}
En cambio, la escritura d) del padre siempre saldrá al final de todo ya que el padre,
antes de escribir, espera la finalización del hijo. En la última escritura el padre
devolverá el identificador del hijo que ha muerto y que le ha sido devuelto por la
llamada a sistema wait. Por lo tanto, la última escritura será:
El hijo finalizado es: ... {salida d) del padre}
## Página 25
<!-- source-page: 25 -->
Introducción a la programación de Unix 25
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int st, pid;
char s[80];
switch (fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0:
/* Proceso hijo - Escribe y acaba */
sprintf(s, "Hola soy el hijo: %d\n", getpid());
write(1, s, strlen(s));
sprintf(s, "Mi padre es: %d\n", getppid());
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
default:
/* Proceso padre - Escribe y espera fin hijo */
sprintf(s, "Hola soy el padre: %d\n", getpid());
write(1, s, strlen(s));
pid = wait(&st);
/* Escribe y acaba */
sprintf(s, "El hijo finalizado es: %d\n", pid);
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
}
}
## Página 26
<!-- source-page: 26 -->
Introducción a la programación de Unix 26
2.5.2 Ejemplo 2
Este ejemplo muestra la creación de un nuevo proceso (fork), el cambio de imagen
(exec) y la sincronización del padre con la finalización del hijo (exit y wait). El proceso
hijo ejecuta (exec) la orden ls -l /usr/bin y acaba (exit). El proceso padre espera
la finalización de su hijo (wait) y acaba (exit).
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int st;
switch (fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0:
/* Proceso hijo - Ejecutará ls */
/* Carga el código de ls */
/* Recibe como parámetros -l y /usr/bin */
execlp("ls","ls","-l",/usr/bin", (char *)0);
/* Si llega aquí, execlp ha fallado */
error("Ejecutando ls ");
default:
/* Proceso padre */
/* Espera que acabe el hijo */
wait(&st);
exit(0);
}
}
## Página 27
<!-- source-page: 27 -->
Introducción a la programación de Unix 27
3 La entrada/salida
A lo largo de este capítulo se describirá la estructura general del sistema de ficheros,
los diferentes tipos de ficheros, la independencia de dispositivos y la redirección de la
entrada/salida, así como las principales llamadas para gestionar las entradas y salidas.
3.1 La entrada/salida y el sistema de ficheros
La entrada/salida de Unix y su sistema de ficheros están íntimamente relacionados
tanto por el conjunto de llamadas a sistema uniformes e idénticas para acceder a
cualquier dispositivo o fichero, como también por la existencia de diversos tipos de
ficheros que incluyen los propios dispositivos. Todo dispositivo de Unix se reconoce en
el sistema como un fichero de tipo dispositivo, que puede ser utilizado con las mismas
llamadas a sistema (open, close, read, write ...) que para los ficheros regulares que
contienen información de los usuarios.
Tipo de ficheros
El sistema de ficheros de Unix incluye diversos tipos de ficheros que representan tanto
los ficheros convencionales, que contienen información de los usuarios, como los
propios dispositivos de entrada/salida y otros recursos del sistema. Los tipos de
ficheros más destacados de Unix son:
- Directorio: fichero que contiene referencias de otros ficheros y que constituye el
elemento fundamental de la jerarquía de ficheros de Unix. Dentro de los
ficheros de tipo directorio hay entradas que relacionan el número de un inode
(el elemento que describe cada fichero) con el nombre (link) que se le da al
fichero en aquel directorio.
- Fichero regular: fichero que contiene información general sin ninguna
estructura en particular.
- Dispositivo: fichero especial que representa a cada uno de los dispositivos del
sistema. Hay dos tipos de dispositivo: los dispositivos de carácter (por ejemplo
terminales) y los dispositivos de bloque (por ejemplo discos).
- Enlace simbólico (soft link): fichero que contiene el nombre de otro fichero al
cual representa, de manera que el acceso al enlace simbólico es como acceder
al fichero que enlaza.
- Named pipes: dispositivo de comunicación entre procesos.
Los nombres de los ficheros (hard links y soft links)
Una característica del sistema de ficheros de Unix es la posibilidad de que los ficheros
puedan tener más de un nombre (hard links). Incluso, pueden existir ficheros que no
tengan nombre y que sean accesibles y utilizables por los procesos que lo tienen
abierto. Gracias a esta característica, se puede hacer visible y accesible un fichero
desde diversos puntos del sistema de ficheros. Y eso es posible por la separación
existente entre la información del fichero (inode) y su nombre.
Los inodes son unas estructuras que contienen toda la información de un fichero
excepto el nombre, o nombres del fichero, y sus datos, que están almacenados en los
## Página 28
<!-- source-page: 28 -->
Introducción a la programación de Unix 28
bloques de datos del sistema de ficheros. Dentro del inode se puede encontrar, entre
otras, las siguientes informaciones:
- Identificador del propietario del fichero
- Identificador del grupo de usuarios del fichero
- Tamaño del fichero
- Fecha de creación, fecha del último acceso y fecha de la última modificación
- Tipo de fichero
- Permisos de acceso al usuario, al grupo y al resto de usuarios
- Número de nombres (hard links) del fichero
- Punteros a los bloques de datos
Los inodes están numerados del 1 al número máximo de inodes de un determinado
sistema de ficheros.
El nombre del fichero está almacenado dentro de los directorios. Cada entrada a un
directorio es una asociación entre un número de inode y un nombre. De esta manera
se pueden tener tantos nombres como se quiera de cada fichero. Sólo hay que asociar
el mismo número de inode (que representa al fichero) con diferentes nombres dentro
de los directorios que se quiera.
Entrada de un directorio
Número de inode Nombre del fichero
El número de nombres (hard links) de un fichero se guardará en el inode
correspondiente y servirá para que el sistema operativo pueda detectar cuando un
fichero ya no tiene ningún nombre y, por lo tanto, cuando un fichero se puede eliminar
del sistema. Sin embargo, que un fichero no tenga ningún nombre no es una condición
suficiente para que desaparezca su inode y la información que contiene. Para poder
borrar del todo un fichero hace falta, además de no tener ningún nombre, que no haya
ningún proceso que lo esté utilizando (fichero abierto). Por lo tanto, en Unix es posible
que un proceso tenga un fichero abierto, borre el último nombre y siga trabajando con
él sin que ningún otro proceso pueda acceder, ya que no dispone de ningún nombre
visible en el sistema de ficheros. Esta manera de trabajar es usual entre los programas
que utilizan ficheros temporales durante su ejecución. En este caso, el fichero
desaparece cuando lo cierra el último proceso que lo tenía abierto (ved el ejemplo 2 de
este capítulo).
Unix utiliza la palabra link (enlace) para referirse a los nombres de un fichero y
distingue entre los hard links (que son los que se acaban de explicar) que están
contabilizados dentro del inode de cada fichero y los soft links (enlaces simbólicos).
Los soft links son un tipo especial de fichero que se utiliza para poder acceder a otro
fichero desde cualquier lugar del sistema de ficheros. Los soft links contienen el
nombre del fichero al cual apuntan y tienen un conjunto de características que los
diferencian de los hard links:
1. Los soft links son ficheros, en cambio los hard links no son nada más que
una entrada en un directorio que asocia un nombre con un número de
inode.
2. Los soft links no son conocidos por el fichero que representan. A diferencia
de los hard links que son contabilizados dentro del inode de cada fichero,
## Página 29
<!-- source-page: 29 -->
Introducción a la programación de Unix 29
los soft links se crean y se destruyen sin que el fichero apuntado tenga
ninguna constancia. Por esta razón, es posible que puedan existir soft links
que apunten a ficheros inexistentes, porque los ficheros apuntados hayan
desaparecido del sistema después de la creación del soft link.
3. Los soft links se pueden situar en un sistema de ficheros diferente al del
fichero que representan. En cambio los hard links (las parejas "inode -
nombre" dentro de los directorios) tienen que estar situadas todas dentro
del mismo sistema de ficheros, para evitar así las ambigüedades con los
números de inode que coinciden entre sistemas de ficheros diferentes.
3.2 La independencia de dispositivos y la redirección de la
entrada/salida
Para garantizar la independencia de dispositivos de las aplicaciones, es necesario
disponer de un conjunto de llamadas homogéneas de entrada/salida y de dispositivos
virtuales (canales) que puedan ser asociados con cualquier dispositivo real o fichero.
Unix ofrece un conjunto de llamadas idénticas para gestionar la entrada/salida
independientemente del dispositivo o fichero que se esté utilizando. Estas llamadas
utilizan dispositivos virtuales que pueden asociarse a cualquier dispositivo real o
fichero.
Los dispositivos virtuales (o canales) de Unix llamados file descriptors se agrupan en
una tabla independiente para cada proceso. Cada dispositivo virtual se identifica con el
valor de entrada en la tabla, de manera tal que el primer dispositivo virtual será el
canal 0 y así sucesivamente. Las llamadas a sistema de Unix de lectura (read) y
escritura (write) utilizan exclusivamente los dispositivos virtuales y, de esta manera, se
independizan de los dispositivos reales o ficheros que estén asociados en cada file
descriptor. Para asociar los dispositivos virtuales con un determinado dispositivo o
fichero se utiliza la llamada open (abrir). Para liberar un determinado dispositivo se
utiliza la llamada a sistema close (cerrar). Por lo tanto, antes de poder utilizar un
determinado dispositivo o fichero habrá que abrirlo (open) para así asociar un
determinado dispositivo virtual con el fichero o dispositivo real. Una vez tengamos el
dispositivo virtual asociado ya podremos escribir (write) o leer (read) sobre este
dispositivo virtual. Una vez hayamos finalizado con el uso del dispositivo real o fichero
podremos liberarlo junto con el canal virtual utilizando la llamada close.
En la página siguiente se muestra el código de un proceso que abre un fichero
existente y lee todo su contenido carácter a carácter. Una vez ha acabado la lectura,
se cierra el canal y se liberan los recursos. Hay que fijarse en que la llamada open
devuelve el valor del primer dispositivo virtual libre de la tabla de canales del proceso
que, en este caso, seguramente será el canal 3 tal como se explica en las siguientes
líneas.
Por convenio, Unix considera que los canales 0, 1 y 2 se utilizarán como canales
estándares de entrada/salida:
- 0: entrada estándar (stdin)
- 1: salida estándar (stdout)
- 2: salida estándar de error (stderr)
En el ejemplo de la página siguiente se puede ver que la función error escribe los
mensajes de error por el canal de salida estándar de error (dispositivo virtual 2 -
## Página 30
<!-- source-page: 30 -->
Introducción a la programación de Unix 30
stderr). En cambio, el contenido del fichero se escribe carácter a carácter por el canal
estándar de salida (dispositivo virtual 1 - stdout).
Todos los procesos que se ejecutan desde el intérprete de órdenes de Unix tienen
abiertos los canales 0, 1 y 2, ya que los nuevos procesos heredan de sus padres una
tabla de canales con los mismos canales abiertos que el proceso creador. El intérprete
de órdenes tiene abiertos los canales estándares y, por lo tanto, todos sus hijos
también los tendrán abiertos y asociados con los mismos dispositivos en el momento
de su creación. Asumiendo este hecho, se podría afirmar que la llamada open del
ejemplo devolvería el canal 3 (primera entrada libre del proceso) si fuera el intérprete
de órdenes quien creara aquel proceso.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int fd, n;
char c;
if ((fd = open("Datafile.dat, O_RDONLY)) < 0)
error("Apertura del fichero");
/* Lee del fichero mientras haya información */
/* y escribe el contenido por la salida estándar */
while ((n=read(fd, &c, 1)) > 0)
write(1, &c, 1);
if (n<0)
error("Lectura del fichero");
close (fd);
}
Vamos a suponer que el ejemplo anterior está almacenado en un fichero ejecutable
llamado testprogram y que queremos ejecutarlo pero con la salida estándar
redireccionada hacia otro fichero llamado output.dat. Desde el intérprete de órdenes
habría que invocar la línea siguiente:
$ testprogram > output.dat
El símbolo > representa la redirección de la salida estándar del proceso hacia el
fichero indicado. Para realizar esta redirección desde el programa se podría hacer con
el código siguiente:
## Página 31
<!-- source-page: 31 -->
Introducción a la programación de Unix 31
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int st;
char s[80];
switch (fork())
{
case -1:
/* En Caso de error el proceso acaba */
error("Error del fork");
case 0:
/* Se cierra el canal estándar de salida */
close (1);
/* Se crea fichero que se asignará al dispositivo */
/* virtual 1 (stdin) que es el primero libre */
if (open("output.dat", O_WRONLY|O_CREAT, 0600) < 0)
error("Apertura del fichero");
/* A partir de este momento el stdout del nuevo */
/* proceso ya está redireccionado hacia el fichero */
/* Proceso hijo - Ejecuta testprogram */
execlp("testprogram "testprogram", (char *)0);
/* Si llega aquí, execlp ha fallado */
error("Ejecutando testprogram");
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y acaba */
wait(&st);
exit(0);
}
}
En el programa anterior, para redireccionar la salida estándar del nuevo proceso se
procede de la forma siguiente:
## Página 32
<!-- source-page: 32 -->
Introducción a la programación de Unix 32
1. Se cierra (close) el canal de salida estándar (file descriptor 1) a fin de que
quede libre y, por lo tanto, se pueda asignar en el momento de hacer una
llamada open.
2. Con la llamada open se crea el fichero hacia al cual se quiere redireccionar la
salida estándar. Esta llamada buscará el primer canal (dispositivo virtual) libre
de la tabla de canales del proceso. El canal 1 se ha cerrado previamente y, por
lo tanto, será el primer canal libre. Así pues, a partir de este momento el canal
estándar de salida estará asociado al fichero output.dat y todo lo que se
escriba por la salida estándar del proceso (file descriptor 1), se escribirá sobre
este fichero.
3. Una vez redireccionada la salida estándar del nuevo proceso, se invoca la
llamada a sistema exec con el fichero testprogram como parámetro, con lo cual
el proceso cambiará su código por el código definido en el fichero. La llamada
exec no produce ninguna modificación en la tabla de canales del proceso y, por
lo tanto, el proceso leerá todo el fichero Datafile.dat y lo escribirá carácter a
carácter por su salida estándar que, en este caso, está redireccionada hacia el
fichero output.dat.
3.3 La tabla de ficheros abiertos y el puntero de
lectura/escritura
En el apartado anterior se ha explicado la manera de redireccionar la entrada/salida de
un proceso gracias a la existencia de los dispositivos virtuales y de un conjunto de
llamadas homogéneas. También se ha visto que la tabla de canales o dispositivos
virtuales se hereda entre padres e hijos, de manera tal que los canales abiertos en el
proceso padre también están abiertos y apuntando a los mismos dispositivos en el
proceso hijo.
Cada canal está asociado a un dispositivo o a un fichero a través de una entrada en
una tabla llamada tabla de ficheros abiertos. Esta tabla es global para todo el sistema
y, por lo tanto, es la misma para todos los procesos. Dentro de esta tabla de ficheros
abiertos se almacena, entre otras cosas, el puntero de lectura/escritura de los ficheros
abiertos.
El puntero de lectura/escritura indica la posición donde se hará la siguiente lectura o
escritura sobre el fichero correspondiente. En el momento de abrir un fichero, el
puntero de lectura/escritura se sitúa, por defecto, al inicio del fichero. A medida que se
lee o se escribe en un fichero, el puntero de lectura/escritura va avanzando
automáticamente tantas posiciones como bytes se hayan leído o se hayan escrito.
También se puede cambiar el puntero de lectura/escritura con un llamada a sistema
específica para este propósito (lseek).
Cada vez que se abre o se crea un fichero, además de ocupar una entrada de la tabla
de canales (file descriptors) del proceso correspondiente, también se ocupa una nueva
entrada de la tabla de ficheros abiertos que se asocia con el canal abierto. Dentro de
la entrada de la tabla de ficheros abiertos se guardará el puntero de lectura/escritura
situado al inicio del fichero abierto, a menos que se indique otra opción.
En la creación de procesos, el nuevo proceso no sólo hereda el contenido de la tabla
de canales del proceso padre, sino que sus canales abiertos apuntan también a las
mismas entradas de la tabla de ficheros abiertos que el padre. Por lo tanto, padre e
hijo compartirán el mismo puntero de lectura/escritura de los ficheros abiertos que el
hijo haya heredado en el momento de su creación.
## Página 33
<!-- source-page: 33 -->
Introducción a la programación de Unix 33
En ejemplo 4 y 5 de este capítulo se pueden ver dos programas que muestran la
diferencia entre compartir un fichero ya abierto entre proceso padre e hijo (ejemplo 4),
o abrir dos veces y de forma independiente el mismo fichero entre padre e hijo
(ejemplo 5).
En el ejemplo 4, el proceso padre abre un fichero antes de la creación del hijo (canal
source). Por lo tanto, cuando se crea el nuevo proceso, los dos procesos comparten el
mismo puntero de lectura/escritura.
Proceso padre Proceso hijo
open open
... tabla de canales tabla de canales ...
fork fork
source source
Tabla de ficheros abiertos
puntero de lectura/escritura
En la figura anterior se puede ver el estado de la tabla de canales de los dos procesos
y el estado de la tabla de ficheros abiertos después de la creación del proceso hijo. El
proceso hijo hereda la misma tabla de canales que el padre y cada canal heredado
apunta a la misma entrada compartida de la tabla de ficheros abiertos. Por esta razón,
los punteros de lectura/escritura de los ficheros heredados son compartidos entre
padre e hijo.
En el ejemplo 5, el proceso padre abre un fichero (canal source) después de haber
creado el proceso hijo. El proceso hijo abre también el mismo fichero. El resultado es
que los dos procesos acceden al mismo fichero con punteros de lectura/escritura
independientes:
Proceso padre Proceso hijo
fork tabla de canales tabla de canales fork
... ...
open Tabla de ficheros abiertos open
source source
puntero de lectura/escritura
(hijo)
puntero de lectura/escritura
(padre)
## Página 34
<!-- source-page: 34 -->
Introducción a la programación de Unix 34
En la figura anterior se puede ver el estado de la tabla de canales de los dos procesos y
el estado de la tabla de ficheros abiertos, después de la creación del proceso hijo y
después de que los dos procesos hayan abierto el mismo fichero de forma
independiente. En este caso, proceso padre e hijo tienen una entrada en la tabla de
ficheros abiertos diferente y, por lo tanto, no comparten el puntero de lectura/escritura
en el acceso al fichero.
## Página 35
<!-- source-page: 35 -->
Introducción a la programación de Unix 35
3.4 Llamadas a sistema de entrada/salida
En este apartado se presentan las siguientes llamadas relacionadas con la
entrada/salida y el sistema de ficheros:
· creat: crea un nuevo fichero
· open: abre un fichero
· close: cierra un canal (file descriptor)
· read: lee de un fichero
· write: escribe en un fichero
· lseek: sitúa el puntero de lectura/escritura
· dup: duplica un canal abierto
· unlink: borra una entrada (link) de un directorio
## Página 36
<!-- source-page: 36 -->
Introducción a la programación de Unix 36
3.4.1 creat
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
int creat(const char *path, mode_t mode);
Descripción
La llamada creat crea un nuevo fichero regular o rescribe un fichero existente.
Si el fichero existe, su longitud pasa a ser 0 y no se modifica su propietario. Si el
fichero no existe, el identificador del propietario del nuevo fichero será el identificador
de usuario efectivo del proceso que invoca la llamada y el identificador de grupo del
fichero será el identificador efectivo de grupo del proceso.
Los valores de los bits correspondientes a los permisos de acceso serán los indicados
en el parámetro mode y modificados según la máscara de creación (umask): se hará
una AND bit a bit con la máscara de creación complementada y, por lo tanto, todos los
bits con valor 1, en la máscara de creación del proceso, tomarán el valor 0 en la
máscara de permisos.
Si la llamada acaba correctamente, se devuelve un canal (file descriptor) de sólo
escritura con el puntero de lectura/escritura situado al inicio del fichero y el fichero
queda abierto para escritura, aunque el parámetro mode no lo permita.
Esta llamada es equivalente a:
open(path, O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, mode)
Parámetros
· path apunta al nombre completo del fichero.
· mode representa una máscara de bits que describe los permisos con que se
creará el fichero, una vez modificada según el valor de la máscara de creación
(umask).
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devuelve un valor entero no negativo que
corresponde al primer canal (file descriptor) libre disponible del proceso. De lo
contrario se devuelve el valor negativo -1, no se crea ni modifica ningún fichero y la
variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada creat fallará, entre otras razones, si:
· EACCES: el proceso no tiene permiso para buscar en uno de los componentes
directorio del nombre del fichero, el fichero no existe y el directorio donde se
## Página 37
<!-- source-page: 37 -->
Introducción a la programación de Unix 37
tiene que crear el nuevo fichero no permite escribir o el fichero existe pero no
se tienen permisos de escritura.
· EDQUOT: no se puede crear el fichero porque el usuario no dispone de más
cuota de espacio de bloques de disco o no dispone de más cuota de inodes en
el sistema de ficheros.
· EFAULT: el parámetro path apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada creat.
· EISDIR: existe un directorio con el mismo nombre que el fichero que se quiere
crear.
· EMFILE: el proceso tiene demasiados ficheros abiertos.
· ENOENT: algún componente directorio del parámetro path no existe o el
parámetro está vacío.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path no es un directorio.
## Página 38
<!-- source-page: 38 -->
Introducción a la programación de Unix 38
3.4.2 open
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
int open(const char *path, int oflag /* mode_t mode */...);
Descripción
La llamada open abre un fichero mediante el establecimiento de una conexión entre el
fichero (path) y un canal (file descriptor) del proceso.
Se crea una nueva entrada en la tabla de ficheros abiertos que representa al fichero
abierto y el nuevo canal (file descriptor) apunta a esta entrada.
Si la llamada acaba correctamente se devuelve un canal (file descriptor) con el puntero
de lectura/escritura situado al inicio del fichero. La modalidad de acceso del fichero se
establece según el valor del parámetro oflag. El parámetro mode sólo se utiliza si el
parámetro oflag incluye el valor O_CREAT.
El valor del parámetro oflag se construye con una OR bit a bit de todos los valores
incluidos como parámetros.
Parámetros
· path apunta al nombre completo de un fichero.
· oflag indicará la modalidad de acceso del fichero abierto y puede tomar, entre
otros, los siguientes valores:
o Tiene que tener siempre únicamente uno de estos tres valores:
O_RDONLY: fichero abierto sólo para lectura.
O_WRONLY: fichero abierto sólo para escritura
O_RDWR: fichero abierto para lectura y escritura.
o Puede utilizarse cualquier combinación de los siguientes valores:
O_APPEND: el puntero de lectura/escritura se situará al final del
fichero
O_CREAT: crea el fichero si no existe. Si se utiliza este valor hay
que añadir el parámetro mode a la llamada.
O_EXCL: si se incluyen los valores O_CREAT y O_EXCL, la
llamada open fallará si el fichero ya existe.
O_NONBLOCK o O_NDELAY: si se incluye alguno de estos dos
valores las lecturas (read) y escrituras (write) posteriores no
provocarán bloqueo. Si aparecen los dos valores O_NONBLOCK
tiene preferencia.
O_TRUNC: si el fichero existe, es un fichero regular y se abre con
O_RDWR o O_WRONLY, entonces su longitud pasa a ser 0. El
resultado de utilizar O_TRUNC con O_RDONLY no está definido.
· mode representa una máscara de bits que describe los permisos con que se
abrirá el fichero, una vez modificada según el valor de la máscara de creación
(umask).
## Página 39
<!-- source-page: 39 -->
Introducción a la programación de Unix 39
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devuelve un valor entero no negativo que
corresponde al primer canal (file descriptor) libre disponible del proceso. De lo
contrario se devuelve el valor negativo -1, no se crea ni modifica ningún fichero y la
variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada open fallará, entre otras razones, si:
· EACCES: el proceso no tiene permiso para buscar en uno de los componentes
directorio del nombre del fichero, o el fichero existe y los permisos
especificados por oflag no están permitidos, o el fichero no existe y no se
permite escribir en el directorio donde tiene que crearse, o se ha especificado
O_TRUNC y no se tienen permisos de escritura.
· EDQUOT: el fichero no existe, se ha especificado O_CREAT y no se puede
crear porque el usuario no dispone de más cuota de espacio de bloques de
disco, o no dispone de más cuota de inodes en el sistema de ficheros.
· EEXIST: se han incluido los valores O_CREAT y O_EXCL y el fichero ya
existe.
· EFAULT: el parámetro path apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada open.
· EISDIR: el fichero es un directorio y se intenta acceder con O_WRONLY o
O_RDWR.
· EMFILE: el proceso tiene demasiados ficheros abiertos.
· ENOENT: no se ha incluido el valor O_CREAT y el fichero no existe, o el valor
O_CREAT se ha incluido pero algún componente directorio del parámetro path
no existe o el parámetro está vacío.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path no es un directorio.
## Página 40
<!-- source-page: 40 -->
Introducción a la programación de Unix 40
3.4.3 close
Sintaxis
#include <unistd.h>
int close(int fildes);
Descripción
La llamada close cierra el canal (file descriptor) indicado en el parámetro fildes. Cerrar
el canal significa hacerlo disponible para que pueda ser asignado posteriormente por
otras llamadas como open.
Una vez cerrados todos los canales asociados a una pipe, los datos que todavía
pudieran estar en la pipe son eliminados. Una vez cerrados todos los canales
asociados a un fichero, si el número de enlaces (links) del fichero es cero, el espacio
ocupado por el fichero en el sistema de ficheros se libera y el fichero ya no será
accesible nuevamente.
En el momento que se cierran todos los canales asociados a una entrada de la tabla
de ficheros abiertos, esta entrada se liberará.
Parámetros
fildes indica el canal (file descriptor) que se quiere cerrar.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devuelve el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada close fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal (file descriptor) válido.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada close.
· EIO: se ha producido un error de entrada/salida mientras se leía o se escribía
en el sistema de ficheros.
## Página 41
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Introducción a la programación de Unix 41
3.4.4 read
Sintaxis
#include <unistd.h>
ssize_t read(int fildes, void *buf, size_t nbyte);
Descripción
La llamada read lee de un fichero. La llamada read intenta leer el número de bytes
indicados en el parámetro nbyte del fichero asociado al canal abierto (file descriptor)
fildes. Los bytes leídos se almacenan en el buffer apuntado por el parámetro buf.
Si el parámetro nbyte es 0, la llamada devolverá el valor 0 y no tendrá ningún otro
efecto.
En los ficheros donde se permite situar (lseek) el puntero de lectura/escritura (por
ejemplo los ficheros regulares), la llamada read empezará la lectura en la posición
indicada por el desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al canal
fildes. Al final de la lectura, el desplazamiento del puntero de lectura/escritura del
fichero se incrementará el número de bytes que se hayan leído.
En los ficheros donde no se permite situar el puntero de lectura/escritura (por ejemplo
los terminales), la llamada read siempre leerá de la posición actual. En este caso el
desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al fichero estará indefinido.
Si se intenta leer del final de fichero (end-of-file) o más allá del final de fichero, no se
producirá ninguna lectura.
La lectura de una pipe vacía producirá los siguientes efectos:
· Si no hay ningún proceso que tenga la pipe abierta para escritura, la llamada
read devolverá el valor 0 para indicar final de fichero (end-of-file).
· Si algún proceso tiene la pipe abierta para escritura y el flag O_NDELAY de la
pipe está activo (open), la llamada read devolverá el valor 0.
· Si algún proceso tiene la pipe abierta para escritura y el flag O_NONBLOCK de
la pipe está activo (open), la llamada read devolverá el valor -1 y la variable
errno valdrá EAGAIN.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK de la pipe no están activos (open), la
llamada read se bloquea hasta que algún proceso escriba datos o hasta que
todos los procesos que la tienen abierta para escritura la cierren.
La lectura de un fichero asociado con un terminal que no tenga datos disponibles
producirá los siguientes efectos:
· Si el flag O_NDELAY del terminal está activo (open), la llamada read devolverá
el valor 0.
· Si el flag O_NONBLOCK del terminal está activo (open), la llamada read
devolverá el valor -1 y la variable errno valdrá EAGAIN.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK del terminal no están activos (open),
la llamada read se bloqueará hasta que haya datos disponibles.
## Página 42
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Introducción a la programación de Unix 42
La llamada read lee datos que se han escrito previamente. Sin embargo, si se lee
alguna parte de un fichero anterior al final de fichero (end-of-file) que no ha sido nunca
escrita, read devolverá bytes con el valor 0. Esta situación puede pasar al situar
(lseek) el puntero de lectura/escritura más allá del final de fichero y escribir alguna
información. El espacio situado en medio devolverá, al ser leído, bytes con el valor 0
hasta que se escriba alguna cosa explícitamente.
Si la llamada acaba correctamente y el parámetro nbyte es mayor que 0, entonces
devolverá el número de bytes leídos. Este número nunca será superior al valor del
parámetro nbyte, pero sí que puede ser inferior si no hay tantos bytes disponibles para
ser leídos o la llamada ha sido interrumpida por un signal.
Si la llamada read es interrumpida por un signal antes de que haya leído nada,
retornará el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Si la llamada read es interrumpida por un signal después de haber leído alguna cosa,
devolverá el número de bytes leídos.
Parámetros
· fildes canal abierto asociado al fichero del cual se quiere leer.
· buf puntero a un espacio de memoria donde se guardarán los bytes leídos.
· nbyte número de bytes que se quieren leer.
Valor devuelto
Si la llamada read acaba correctamente, devolverá un valor no negativo que indicará el
número de bytes realmente leídos del fichero asociado con el canal (file descriptor)
fildes. Este número nunca será superior al valor del parámetro nbytes. De lo contrario
devolverá el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada read fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal abierto (file descriptor) válido para
lectura.
· EFAULT: el parámetro buf apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada read y no ha
habido ninguna lectura.
· EIO: se ha producido un error del dispositivo físico de entrada/salida.
## Página 43
<!-- source-page: 43 -->
Introducción a la programación de Unix 43
3.4.5 write
Sintaxis
#include <unistd.h>
ssize_t write(int fildes, const void *buf, size_t nbyte);
Descripción
La llamada write escribe en un fichero. La llamada write intenta escribir el número de
bytes indicados en el parámetro nbyte, que están almacenados en el buffer apuntado
por el parámetro buf, en el fichero asociado al canal abierto (file descriptor) fildes.
Si el parámetro nbyte es 0, la llamada devolverá el valor 0 y no tendrá ningún otro
efecto.
En los ficheros donde se permite situar (lseek) el puntero de lectura/escritura (por
ejemplo los ficheros regulares), la llamada write empezará la escritura en la posición
indicada por el desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al canal
fildes. Al final de la escritura, el desplazamiento del puntero de lectura/escritura del
fichero se incrementará el número de bytes que se hayan escrito.
En los ficheros donde no se permite situar el puntero de lectura/escritura (por ejemplo
los terminales), la llamada write siempre escribirá en la posición actual. En este caso el
desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al fichero estará indefinido.
Si el flag O_APPEND (open) está activo, el puntero de lectura/escritura se situará al
final de fichero antes de cada escritura.
En caso de que no se puedan escribir el número de bytes indicado al parámetro nbyte,
porque no hay espacio disponible o se ha superado algún límite indicado por el
sistema, la llamada write sólo escribirá el número de bytes que sea posible y devolverá
este número.
Si la llamada write es interrumpida por un signal antes de que haya escrito nada,
retornará el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Si la llamada write es interrumpida por un signal después de haber escrito algo,
devolverá el número de bytes leídos.
La ejecución correcta de la llamada write sobre un fichero regular tendrá las siguientes
consecuencias:
· Si se hace uno lectura (read) de las posiciones del fichero modificadas por la
llamada write, devolverá los datos escritos por la llamada write en estas
posiciones.
· Si se hacen escrituras sobre posiciones previamente ya escritas, los valores de
la última escritura sustituirán los valores existentes.
Las escrituras en pipes tienen las mismas consecuencias que en los ficheros regulares
salvo las siguientes excepciones:
## Página 44
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Introducción a la programación de Unix 44
· No hay ningún puntero de lectura/escritura asociado con la pipe y, por lo tanto,
todas las escrituras se añaden al final de la pipe.
· La escritura en una pipe es indivisible y, por lo tanto, garantiza que los datos de
ninguna otra escritura realizada por otros procesos, en la misma pipe, pueda
mezclarse con los datos escritos por la llamada write.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK de la pipe no están activos (open), la
llamada write puede bloquear al proceso (por ejemplo si la pipe está llena),
pero al final de la escritura habrá escrito todos los bytes indicados y, por lo
tanto, devolverá el valor nbyte.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK de la pipe están activos (open), la
llamada write no bloqueará nunca al proceso. Si la llamada puede escribir los
bytes indicados, devolverá nbyte. De lo contrario, si el flag O_NONBLOCK está
activo, devolverá el valor -1 y la variable errno valdrá EAGAIN, o si el flag
O_NDELAY está activo, devolverá el valor 0.
Parámetros
· fildes canal abierto asociado al fichero en el cual se quiere escribir.
· buf puntero a un espacio de memoria donde se guardan los bytes que se
quieren escribir.
· nbyte número de bytes que se quieren escribir.
Valor devuelto
Si la llamada write acaba correctamente devolverá un valor no negativo que indicará el
número de bytes realmente escritos en el fichero asociado con el canal (file descriptor)
fildes. Este número nunca será superior al valor del parámetro nbytes. De lo contrario
devolverá el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada write fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal abierto (file descriptor) válido para
escritura.
· EDQUOT: la cuota de bloques de disco del usuario ha sido superada.
· EFAULT: el parámetro buf apunta a una dirección ilegal.
· EFBIG: se intenta escribir en un fichero que supera el tamaño máximo de
fichero permitida al proceso, o que supera el tamaño máximo de fichero del
sistema.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada write y no ha
habido ninguna escritura.
· EPIPE: se intenta escribir en una pipe que ya no está abierta para lectura por
ningún proceso. Un signal SIGPIPE se enviará al proceso al generarse este
error.
## Página 45
<!-- source-page: 45 -->
Introducción a la programación de Unix 45
3.4.6 lseek
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
off_t lseek(int fildes, off_t offset, int whence);
Descripción
La llamada lseek sitúa, en una posición determinada, el puntero de lectura/escritura
del fichero especificado por el canal (file descriptor) abierto fildes. La posición final del
puntero dependerá del valor de los parámetros offset y whence de la siguiente
manera:
· Si whence vale SEEK_SET, el puntero se sitúa a la posición del valor de offset.
· Si whence vale SEEK_CUR, el puntero se sitúa a la posición resultante de
sumar el valor offset con la posición actual del puntero.
· Si whence vale SEEK_END, el puntero se sitúa a la posición resultante de
sumar el valor offset al final del fichero.
La llamada lseek permite situar el puntero de lectura/escritura más allá del final del
fichero. Si se escribe en esta posición, las lecturas que se hagan en las posiciones
donde no hay datos devolverán el valor cero hasta que se escriba alguna cosa
diferente.
Parámetros
· fildes indica un canal (file descriptor) abierto de un fichero.
· offset indica el desplazamiento relativo que se quiere aplicar al puntero de
lectura/escritura.
· whence indica la posición a partir de la cual se añadirá el desplazamiento.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devolverá el offset resultante, medido en bytes,
del puntero de lectura/escritura respecto del origen del fichero. De lo contrario se
devolverá el valor negativo -1, el offset no se modificará y la variable errno indicará el
error que se ha producido.
Errores
La llamada lseek fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal (file descriptor) abierto.
· ENVAL: el parámetro whence no es SEEK_SET, SEEK_CUR o SEEK_END.
· ESPIPE: el parámetro fildes está asociado a una pipe.
## Página 46
<!-- source-page: 46 -->
Introducción a la programación de Unix 46
3.4.7 dup
Sintaxis
#include <unistd.h>
int dup(int fildes);
Descripción
La llamada dup devuelve un nuevo canal (file descriptor) que tiene las siguientes
características comunes con el canal indicado en el parámetro fildes:
· Mismo fichero abierto o pipe.
· Mismo puntero de lectura/escritura, es decir, los dos canales compartirán
un solo puntero.
· Misma modo de acceso (lectura, escritura o lectura/escritura).
Parámetros
fildes indica el canal (file descriptor) que se quiere duplicar.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devolverá un valor entero no negativo que
corresponderá al primer canal (file descriptor) libre disponible del proceso. De lo
contrario se devolverá el valor negativo -1 y la variable errno indicará el error que se
ha producido.
Errores
La llamada dup fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal (file descriptor) válido.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada dup.
· EMFILE: el proceso tiene demasiados ficheros abiertos.
## Página 47
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Introducción a la programación de Unix 47
3.4.8 unlink
Sintaxis
#include <unistd.h>
int unlink(const char *path);
Descripción
La llamada unlink elimina un nombre (link) de un fichero y reduce el contador de
nombres (links) del fichero referenciado. Si el parámetro path representa un enlace
simbólico (symbolic link), la llamada borra el enlace simbólico pero no afecta al fichero
o al directorio apuntado por el enlace.
Si el contador de enlaces de un fichero llega a cero y ningún proceso tiene el fichero
abierto, entonces el espacio ocupado por el fichero se libera y el fichero ya no podrá
ser accesible nuevamente. Si algún proceso tiene el fichero abierto cuándo se borra el
último nombre (link), entonces los contenidos del fichero no se eliminarán hasta que
todos los procesos hayan cerrado el fichero.
Parámetros
path apunta al nombre completo de la entrada (link) que se quiere eliminar.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada unlink fallará, entre otras razones, si:
· EACCES: no está permitida la búsqueda en alguno de los componentes
directorio del path, no está permitida la escritura en el directorio que contiene el
nombre (link) que se quiere borrar, o el usuario no es el propietario del
directorio que contiene el nombre (link) ni es el propietario del fichero.
· EFAULT: el parámetro path apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada unlink.
· ENOENT: no existe el nombre del fichero (link) o el parámetro path está vacío.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path no es un directorio.
· EROFS: la entrada que se quiere borrar forma parte de un sistema de ficheros
de sólo lectura.
## Página 48
<!-- source-page: 48 -->
Introducción a la programación de Unix 48
3.5 Ejemplos de las llamadas de entrada/salida
3.5.1 Ejemplo 1
Este ejemplo copia, carácter a carácter, un fichero fuente en otro fichero destino. Los
nombres de los ficheros se pasan como parámetros del programa. El programa abre el
fichero fuente (open), crea el fichero destino (open) y va leyendo (read) del fichero
fuente carácter a carácter y lo va escribiendo (write) en el fichero destino.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char *argv[])
{
int source, dest, n;
char c;
if (argc != 3)
error("Número de argumentos erróneo");
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Apertura del fichero fuente");
/* Si el fichero destino existe, lo sobreescribe (O_TRUNC) */
/* Si el fichero destino no existe, lo crea (O_CREAT, 0600) */
if ((dest = open(argv[2], O_WRONLY|O_TRUNC|O_CREAT, 0600)) < 0)
error("Creación del fichero destino");
/* Lee del fichero fuente mientras haya información */
/* Escribe en el fichero destino todo el que ha leído */
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(dest, &c, 1) < 0)
error("Escritura en el fichero destino");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close (source);
close (dest);
}
## Página 49
<!-- source-page: 49 -->
Introducción a la programación de Unix 49
3.5.2 Ejemplo 2
Este ejemplo muestra la creación de un fichero temporal que no aparece en el sistema
de ficheros mientras es utilizado. Para crearlo se utiliza la llamada a sistema creat e
inmediatamente después se borra el nombre del fichero (unlink). A partir de este
momento, el fichero sigue existiendo pero sin acceso por parte de ningún otro proceso.
En el momento que el proceso cierra el canal abierto asociado al fichero (close), el
fichero desaparece físicamente del sistema de ficheros.
#include <fcntl.h>
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int fildes;
/* Crea el fichero temp.dat con permisos para el propietario */
if ((fildes = creat("temp.dat", 0700)) < 0)
error("Error en la creación del fichero");
/* Se borra el nombre (link) del fichero creado */
if (unlink("temp.dat") < 0)
error("Error borrando el nombre (link) del fichero");
/* A partir de este momento, el fichero sólo es */
/* accesible mediante el canal fildes de este proceso */
/* ... */
/* Una vez cerrado el canal fildes, el fichero desaparece */
close(fildes);
exit(0);
}
## Página 50
<!-- source-page: 50 -->
Introducción a la programación de Unix 50
3.5.3 Ejemplo 3
Este ejemplo escribe el contenido de un fichero en sentido inverso, es decir el primer
carácter de un fichero (source) pasa a ser el último carácter de otro fichero (dest). Abre
el fichero origen (source) pasado como primer parámetro (open) y crea el fichero
destino (dest) pasado como segundo parámetro (open). Lee el fichero origen (read) en
orden inverso (lseek) y escribe los datos leídos (write) en el fichero destino.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <unistd.h> /* definiciones de SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char*argv[])
{
int source, dest;
long index;
char c;
if (argc != 3)
error("Argumentos insuficientes");
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
if ((dest = open(argv[2], O_WRONLY|O_TRUNC|O_CREAT, 0600)) < 0)
error("Crear el fichero destino");
/* Se lee el fichero origen desde el final hacia el inicio */
/* Se calcula el tamaño del fichero con el valor de retorno */
/* de lseek que posiciona el puntero al final del fichero */
if ((index = lseek(source, 0, SEEK_END)) < 0)
error("Cálculo tamaño fichero con lseek");
index--;
while (index >= 0) {
if (lseek(source, index, SEEK_SET) < 0)
error("Posición con lseek");
if (read(source, &c, 1) < 0)
error("Lectura del fichero origen");
if (write(dest, &c, 1) < 0)
error("Escritura del fichero destino");
index--;
}
close(source);
close(dest);
}
## Página 51
<!-- source-page: 51 -->
Introducción a la programación de Unix 51
3.5.4 Ejemplo 4
Este ejemplo muestra la compartición del puntero de lectura/escritura entre un proceso
padre y su proceso hijo que ha heredado la tabla de canales (file descriptors) del
padre. El proceso padre abre el fichero (open) antes de crear al proceso hijo, crea
(fork) al proceso hijo que hereda la tabla de canales y, por lo tanto, comparte el
puntero de lectura/escritura asociado al canal del fichero. Los dos procesos van
leyendo (read) del fichero y escribiendo (write) por la salida estándar hasta llegar al
final de fichero. La salida mostrará el fichero una sola vez gracias a la compartición del
puntero de lectura/escritura.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char*argv[])
{
int source, n, st;
char c;
if (argc != 2) error("Faltan argumentos");
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
switch (fork())
{
case -1: /* en Caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0: /* Proceso hijo - lee del fichero y escribe */
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
exit(0);
default: /* Proceso padre - lee del fichero y escribe */
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
wait(&st);
exit(0);
}
}
## Página 52
<!-- source-page: 52 -->
Introducción a la programación de Unix 52
3.5.5 Ejemplo 5
Si cogemos el mismo código que en el ejemplo 5 pero movemos la apertura (open) del
fichero y la ponemos después de la creación (fork) del proceso hijo, entonces tanto el
proceso padre como el proceso hijo escribirán el fichero completo y, por lo tanto, el
contenido aparecerá dos veces. En este programa el hijo no ha heredado el canal
abierto del fichero y, por lo tanto, cada proceso crea su propio canal con su propia
entrada en la tabla de ficheros y con punteros de lectura/escritura independientes para
cada proceso.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char*argv[])
{
int source, n, st;
char c;
if (argc != 2) error("Faltan argumentos");
switch (fork())
{
case -1: /* En caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0: /* Proceso hijo - abre, lee y escribe */
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
exit(0);
default: /* Proceso padre - abre, lee y escribe */
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
wait(&st);
exit(0);
}
}
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<!-- source-page: 53 -->
Introducción a la programación de Unix 53
4 La comunicación y sincronización entre procesos
Todos los sistemas operativos que permiten la ejecución concurrente de procesos es
indispensable que ofrezcan herramientas de comunicación y sincronización. Unix
ofrece diversos mecanismos de comunicación y sincronización y en este capítulo
presentaremos dos: los signals y las pipes. Los signals son señales que permiten
notificar un acontecimiento concreto, pero que no incluyen contenido aparte de la
propia señal. Las pipes, en cambio, permiten enviar mensajes con cualquier tipo de
contenido entre procesos que mantengan una relación de parentesco (padre/hijo).
4.1 Los signals
Los signals son señales asíncronas que pueden ser enviadas a los procesos por las
siguientes causas:
- Un error en la ejecución del proceso: por ejemplo ejecutar una instrucción ilegal
(signal SIGILL), intentar acceder a una dirección de memoria inválida (signal
SIGSEGV) ...
- Un aviso del sistema operativo sobre algún recurso relacionado con el proceso:
indicación de un cambio en el estado de algún hijo (signal SIGCHLD), aviso de
escribir en una pipe que no tiene lectores (signal SIGPIPE) ...
- Un aviso de otro proceso o del mismo proceso por algún acontecimiento que el
proceso considera adecuado: señal de la alarma del propio proceso (signal
SIGALRM), señal de algún acontecimiento definido por el propio proceso o
conjunto de procesos (signal SIGUSR1) ... Este envío explícito de signals entre
procesos se hace mediante la llamada a sistema kill.
Cada proceso puede programar su respuesta a cada uno de los signals. La acción a
tomar al recibir un signal determinado dependerá de esta programación y se pueden
programar las siguientes acciones:
- Acción por defecto (SIG_DFL): en la mayoría de los signals la acción por
defecto será la muerte del proceso que recibe el signal. Esta acción es la que
se toma si el proceso no ha heredado ninguna otra programación, ni ha
programado el signal.
- Ignorar el signal (SIG_IGN): en este caso el signal no llegará al proceso y, por
lo tanto, no se tomará ninguna acción.
- Programar una rutina de servicio del signal (signal handler): en el momento de
recibir el signal, la ejecución del proceso se interrumpirá y se ejecutará la rutina
de servicio programada. Una vez acabada la ejecución de la rutina de servicio
se volverá a la ejecución del proceso en el punto donde se había interrumpido.
Esta manera de actuar se asimila a la gestión de interrupciones. Algunas
versiones de Unix reprograman los signals en la acción por defecto una vez se
sirve un signal. Por esta razón, es conveniente reprogramar nuevamente el
signal dentro de la rutina de servicio.
Algunos signals no son reprogramables y, al recibirlos, siempre se toma la acción por
defecto: por ejemplo el signal SIGKILL (siempre mata el proceso) y el signal SIGSTOP
(siempre detiene el proceso). Una excepción es el signal SIGCHLD que por defecto se
ignora.
La programación de los signals se hereda (después de un fork) de padres a hijos. En
caso de que un proceso haga un cambio de imagen (llamada a sistema exec) sólo se
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Introducción a la programación de Unix 54
mantendrán los signals programados para ser ignorados (SIG_IGN) o para tomar la
acción por defecto (SIG_DFL). En cambio los signals que se han programado con una
rutina de servicio (signal handler) pasarán a la programación por defecto, ya que con
la nueva imagen desaparecerá la rutina de servicio programada. La programación de
los signals se realiza con la llamada a sistema del mismo nombre (signal).
A continuación se muestra la ejecución de un proceso que recibe un signal
programado (con la llamada a sistema signal) con una rutina de servicio. En el
momento que el signal llega, se interrumpe la ejecución del código del proceso y se
ejecuta la rutina de servicio. Una vez la rutina de servicio acaba, se vuelve al punto de
ejecución donde se había interrumpido previamente:
El proceso programa el signal
signal (...)
Rutina de servicio
Llega un signal
Tabla de signals según el estándar POSIX:
Señal Significado de la señal Número
SIGABRT Fin anormal de un proceso 6
SIGALRM Señal producida por la alarma del proceso 14
SIGFPE Excepción aritmética 8
SIGHUP Corte de comunicación con la línea (terminal, módem ...) 1
SIGILL Instrucción ilegal 4
SIGINT Interrupción producida desde el terminal (combinación de teclas) 2
SIGQUIT Fin producido desde el terminal (combinación de teclas) 3
SIGKILL Matar el proceso (no se puede programar ni ignorar) 9
SIGPIPE Se ha escrito en una pipe sin lectores 13
SIGSEGV Acceso a memoria inválido 11
SIGTERM Señal de fin de un proceso 15
SIGUSR1 Signal 1 definido por el usuario 10
SIGUSR2 Signal 2 definido por el usuario 12
SIGCHLD El estado de un hijo ha cambiado 17
SIGCONT Señal de continuación si el proceso está parado (stop) 18
SIGSTOP Señal de stop (no es puede programar ni ignorar) 19
SIGTSTP Señal de stop producido desde el terminal (combinación de teclas) 20
SIGTTIN Proceso en segundo plano que intenta leer del terminal 21
SIGTTOU Proceso en segundo plano que intenta escribir en el terminal 22
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Introducción a la programación de Unix 55
Todos los signals del 1 al 15 provocan, por defecto, la muerte del proceso. Hace falta
destacar que el signal SIGKILL no se puede programar ni ignorar y se utiliza para
matar definitivamente a los procesos.
Los signals 17 a 22 se ofrecerán sólo en el caso que el control de trabajos (job control)
esté definido en la versión del sistema. Por defecto SIGCHLD se ignora, en cambio
SICONT provoca la continuación de un proceso parado y el resto (SIGSTOP,
SIGTSTP, SIGTTIN, SIGTTOU) provocan el paro del proceso que los recibe.
4.2 Las pipes
Las pipes son dispositivos lógicos que permiten la comunicación entre procesos con
una relación de parentesco entre ellos, es decir, entre procesos que compartan este
dispositivo por herencia. Las pipes son canales unidireccionales de comunicación y, al
ser creadas (llamada a sistema pipe), devuelven dos file descriptors dentro de la tabla
de canales del proceso, uno para lectura y otro para escritura:
int p[2];
...
/* Se crea una pipe y se reciben los dos canales: */
/* el de lectura y el de escritura (p[0] y p[1]) */
if (pipe(p) < 0) error("Creación pipe");
...
En el código anterior el proceso crea un pipe que es accesible a través de los canales
(file descriptors) p[0] y p[1]. El canal p[0] es de lectura y el canal p[1] es de escritura.
Para poder utilizar la pipe para comunicarse con otro proceso, hace falta que los dos
procesos la compartan en sus respectivas tablas de canales. Por esta razón, es
necesario que el proceso que ha creado la pipe cree un nuevo proceso que herede los
canales de la pipe, con el fin que pueda comunicarse con el proceso creador.
En la próxima figura se muestran dos procesos (padre e hijo) que se comunican
mediante una pipe. El proceso padre crea la pipe (llamada a sistema pipe) y acto
seguido crea el proceso hijo (fork).
Después de la creación de la pipe, en la tabla de canales del proceso padre aparecen
dos nuevas entradas, p[0] y p[1], que corresponden a los canales de lectura y de escritura de
la pipe. De momento, sin embargo, la pipe sólo la puede utilizar el proceso que la ha creado,
ya que la pipe sólo existe en su tabla de canales. Después de la creación del nuevo proceso, el
proceso hijo dispone de una tabla de canales idéntica a la del padre y, por lo tanto, comparte
los dos canales de acceso a la pipe. A partir de este momento, padre e hijo podrán
comunicarse mediante la misma pipe. En el ejemplo presentado el hijo escribe un mensaje en
la pipe mediante su canal de escritura en la pipe p[1]. Este mensaje es leído por el padre
mediante su canal de lectura de la pipe p[0].
Con el fin de poder aprovechar todas las características de las pipes, como se explica en el
texto que sigue, los procesos tendrían que cerrar los canales que no utilicen antes de iniciar la
comunicación. En el ejemplo presentado, el proceso padre sólo utilizará el canal de lectura de
la pipe (p[0]) y, por lo tanto, cerrará su canal de escritura (p[1]). Por su parte, el proceso hijo
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Introducción a la programación de Unix 56
sólo utilizará el canal de escritura de la pipe (p[1]) y, por lo tanto, cerrará su canal de lectura
(p[0]).
proceso padre proceso hijo
El proceso padre crea la pipe
pipe (p) pipe (p)
El proceso padre crea a un nuevo proceso
fork() fork()
p[0] pipe p[1] Punto de inicio del proceso hijo
read(p[0], ...) write(p[1], ...)
Tabla de canales Tabla de canales
p[0] p[0]
p[1] p[1]
El código presentado a continuación muestra las acciones que harán padre e hijo para
poder comunicarse mediante una pipe según el esquema anterior.
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int p[2];
int st;
char buff[20];
/* Se crea una pipe y se reciben los dos canales: */
/* el de lectura y el de escritura (p[0] y p[1]) */
if (pipe(p) < 0) error("Creación pipe");
switch (fork())
{
case -1: error("Fork 1");
case 0: /* Proceso hijo */
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Introducción a la programación de Unix 57
/* Cierra el canal de la pipe que no utiliza */
close(p[0]);
/* Escribe un mensaje a la pipe, la cierra y acaba */
write(p[1],"Hola\n", 5);
close(p[1]);
exit(0);
default: /* Proceso padre */
break;
}
/* El padre cierra el canal de la pipe que no utiliza */
close(p[1]);
/* Lee el mensaje de la pipe y lo escribe por stdout */
read(p[0], buff, 5);
write(1, buff, 5);
/* Espera que acabe el hijo y finaliza su ejecución */
wait(&st);
exit(0);
}
La lectura de una pipe provoca el bloqueo del proceso que intenta leer hasta que la
pipe disponga del total de bytes que se quieren leer. Asimismo, la escritura de una
pipe escribe el mensaje y retorna inmediatamente a menos que la pipe esté llena. En
este caso, el proceso que intenta escribir quedará bloqueado hasta que haya espacio
suficiente en la pipe para escribir todo el mensaje. Éste es el comportamiento habitual
de las pipes en lectura y escritura, siempre y cuando haya algún proceso que tenga
abierto algún canal de lectura y algún canal de escritura sobre la pipe. De lo contrario,
el comportamiento es bastante diferente:
- Si no hay ningún proceso que tenga un canal de escritura abierto de una pipe,
es decir, si ya no es posible que nadie escriba nunca más nada en la pipe,
entonces la lectura de la pipe nunca bloqueará el proceso y retornará
inmediatamente con el número de bytes leídos disponibles en la pipe. Y si la
pipe está vacía la lectura devolverá 0 bytes leídos.
- Si no hay ningún proceso que tenga un canal de lectura abierto de una pipe, es
decir, si ya no es posible que nadie lea nunca más nada de la pipe, entonces
un intento de escritura sobre la pipe provocará que el proceso reciba un signal
SIGPIPE y que no se escriba nada en la pipe. El signal SIGPIPE avisará, al
proceso que intenta escribir, de que ya no es posible que ningún proceso lea
de la pipe.
Este comportamiento especial de las pipes que no disponen de los dos canales (el de
escritura y el de lectura) permite un control detallado del final de la comunicación entre
los procesos implicados. Por esta razón es muy importante que siempre se cierren
todos los canales que no se utilicen de las pipes. De lo contrario la finalización de
alguno de los procesos, que se comunican con la pipe, no sería detectado por el otro
proceso y provocaría un bloqueo permanente del proceso, ya sea en el intento de leer
de una pipe vacía o en el intento de escribir en una pipe llena.
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Introducción a la programación de Unix 58
4.3 Llamadas a sistema de comunicación y sincronización
entre procesos
En este apartado se presentan las siguientes llamadas relacionadas con la
comunicación y sincronización entre procesos:
· pipe: crea una pipe de comunicación y devuelve los canales (file
descriptors) de lectura y escritura
· signal: programa la acción que se tomará al llegar un determinado signal
· kill: envía un signal a un proceso o a un grupo de procesos
· alarm: programa el reloj del proceso para que le envíe un signal SIGALRM
al cabo de un cierto tiempo
· pause: bloquea al proceso hasta que llega un signal
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Introducción a la programación de Unix 59
4.3.1 pipe
Sintaxis
#include <unistd.h>
int pipe(int fildes[2]);
Descripción
La llamada pipe crea una mecanismo de comunicación entre procesos llamado pipe y
devuelve dos canales abiertos (file descriptors) que corresponderán al canal de lectura
sobre la pipe (fildes[0]) y al canal de escritura sobre la pipe (fildes[1]).
La lectura de la pipe por el canal fildes[0] accede a los datos escritos en la pipe por el
canal fildes[1] siguiendo una estructura FIFO (first-in-first-out).
Parámetros
fildes se una tabla donde la llamada devolverá los dos canales (file descriptors) de
acceso a la pipe.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada pipe fallará si:
· EMFILE: el número de canales abiertos supera el máximo permitido al proceso.
· ENFILE: no hay espacio para una nueva entrada en la tabla de ficheros.
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Introducción a la programación de Unix 60
4.3.2 signal
Sintaxis
#include <signal.h>
void (*signal (int sig, void (*disp)(int)))(int);
Descripción
Esta llamada permite programar la acción que tomará el proceso ante el recibimiento
de un signal. Los signals se pueden programar de tres formas diferentes:
· SIG_DFL: se tomará la acción por defecto definida para el signal indicado en el
parámetro sig.
· SIG_IGN: se ignorará la llegada del signal indicado en el parámetro sig.
· La dirección de la rutina de servicio (signal handler): cada vez que llegue un
signal del tipo definido en el parámetro sig se ejecutará la rutina de servicio
indicada.
El sistema garantiza que si se envía más de un signal del mismo tipo a un proceso, el
proceso recibirá al menos uno de estos signals. No se garantiza, sin embargo, la
recepción de cada uno de los signals enviados.
Parámetros
· sig indica el signal que se quiere programar y no puede valer ni SIGKILL ni
SIGSTOP.
· disp indica la programación del signal que puede ser SIG_DFL, SIG_IGN o la
dirección de la rutina de servicio del signal (signal handler).
Valor devuelto
Si la llamada signal acaba correctamente, devolverá la programación previa del signal
correspondiente. De lo contrario devolverá SIG_ERR y la variable errno indicará el
error que se ha producido.
Errores
La llamada signal fallará si:
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada signal.
· EINVAL: el valor del parámetro sig no es un valor de signal válido o es igual a
SIGKILL o SIGSTOP.
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Introducción a la programación de Unix 61
4.3.3 kill
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <signal.h>
int kill(pid_t pid, int sig);
Descripción
La llamada kill envía un signal a un proceso o a un grupo de procesos (process group).
El proceso o el grupo de procesos se especifica en el parámetro pid y el signal enviado
se especifica en el parámetro sig. Si el parámetro sig vale 0 (null signal), entonces la
llamada kill verifica la validez del identificador indicado en el pid pero no se envía
ningún signal.
El identificador de usuario real o efectivo (real o effective user ID) del proceso que
envía el signal tiene que coincidir con el identificador real del proceso que recibe el
signal, excepto en el caso que el proceso que envía el signal pertenezca al super-user.
Si el parámetro pid es mayor que 0, el signal se enviará al proceso que tenga este
identificador.
Si el parámetro pid es negativo y diferente de -1, el signal se enviará a todos los
procesos que pertenezcan al grupo con identificador igual al valor absoluto de pid y
para los cuales se tenga permiso para enviar un signal.
Si el parámetro pid vale 0, el signal se enviará a todos los procesos que pertenezcan
al mismo grupo que el proceso que envía el signal.
Si el parámetro pid vale -1 y el usuario efectivo (effective user) del proceso que envía
el signal no es super-user, entonces el signal se enviará a todos los procesos que
tengan un identificador de usuario real (real user ID) igual al identificador de usuario
efectivo (effective user ID) del proceso que envía el signal.
Si el parámetro pid vale -1 y el usuario efectivo (effective user) del proceso que envía
el signal es super-user, entonces el signal se enviará a todos los procesos
El sistema garantiza que si es se envía más de un signal del mismo tipo a un proceso,
el proceso recibirá al menos uno de estos signals. No se garantiza, sin embargo, la
recepción de cada uno de los signals enviados.
Parámetros
· pid indica el identificador del proceso o del grupo de procesos (process group)
a quien se quiere enviar el signal.
· sig indica el signal que se quiere enviar.
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Introducción a la programación de Unix 62
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1, no se envíará ningún signal y la variable errno indicará el error que se ha
producido.
Errores
La llamada kill fallará si:
· EINVAL: el valor del parámetro sig no es un valor de signal válido.
· EPERM: si no se tienen permisos para enviar un signal a un determinado
proceso.
· ESRCH: no existe ningún proceso ni ningún grupo de procesos (process group)
con el identificador indicado en el parámetro pid.
## Página 63
<!-- source-page: 63 -->
Introducción a la programación de Unix 63
4.3.4 alarm
Sintaxis
#include <unistd.h>
unsigned int alarm(unsigned int sec);
Descripción
La llamada alarm programa el reloj del proceso que la invoca con el fin de que envíe al
propio proceso un signal SIGALRM, después de un determinado número de segundos
especificados en el parámetro sec.
Las peticiones hechas con la llamada alarm por un mismo proceso no se acumulan,
sino que una nueva llamada anula el anterior.
Si el parámetro sec vale 0, se cancela cualquier petición de alarma hecha
previamente.
La llamada fork anula en el hijo la programación de la alarma que tenga el proceso
padre. En cambio la llamada exec mantiene la alarma que se haya programado antes
de su invocación.
Parámetros
sec indica el número de segundos a partir de los cuales se enviará un signal SIGALRM
al proceso que ha invocado la llamada.
Valor devuelto
La llamada alarm devuelve el tiempo que todavía falta para que llegue la próximo
alarma del proceso.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 64
<!-- source-page: 64 -->
Introducción a la programación de Unix 64
4.3.5 pause
Sintaxis
#include <unistd.h>
int pause(void);
Descripción
La llamada pause suspende la ejecución del proceso que la ha invocado hasta que el
proceso recibe un signal que no haya sido programado para ser ignorado.
Si el signal provoca la finalización del proceso, entonces la llamada pause ya no
retorna.
Valor devuelto
La llamada pause siempre devuelve error con el valor -1 y la variable errno indicará el
error que se ha producido.
Errores
La llamada pause fallará si:
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada pause.
## Página 65
<!-- source-page: 65 -->
Introducción a la programación de Unix 65
4.4 Ejemplos de las llamadas de comunicación y
sincronización entre procesos
4.4.1 Ejemplo 1
Este ejemplo muestra la programación (signal) de una alarma (alarm) que se envía al
proceso cada 3 segundos. El proceso se bloquea (pause) y espera la llegada de la
alarma.
#include <signal.h>
#define TIEMPO 3
/* Rutina de atención del SIGALRM */
void rutina_alarma(int foo)
{
char s[20];
/* Redefine la programación del signal SIGLARM */
signal(SIGALRM, rutina_alarma);
/* Escribe un mensaje cada vez que llega la alarma */
write(1, "Alarma 3 segundos\n", strlen("Alarma 3 segundos \n"));
/* Solicita un signal SIGLARM de aquí a TIEMPO segundos */
alarm(TIEMPO);
}
main()
{
/* Define la programación del signal SIGALRM) */
signal(SIGALRM, rutina_alarma);
/* Solicita un SIGLARM de aquí a TIEMPO segundos */
alarm(TIEMPO);
/* Bucle infinito a la espera de la alarma*/
while(1)
{
/* Bloquea al proceso hasta que llega el signal */
pause();
}
}
## Página 66
<!-- source-page: 66 -->
Introducción a la programación de Unix 66
4.4.2 Ejemplo 2
Este ejemplo muestra la creación (fork) de dos procesos hijos que se comunican con
una pipe. El proceso padre crea la pipe (pipe) y acto seguido crea (fork) al primer
proceso hijo. Este primer proceso hijo hereda la pipe del padre, redirecciona (close y
dup) su salida estándar hacia la pipe y cierra (close) los canales que no utiliza de la
pipe. Acto seguido ejecuta (exec) el fichero ejecutable ls. El padre crea (fork) el
segundo proceso hijo. El segundo proceso hijo hereda la pipe del padre, redirecciona
(close y dup) su entrada estándar hacia la pipe, cierra (close) los canales que no utiliza
de la pipe y ejecuta (exec) el fichero ejecutable grep. El padre cierra (close) los
canales de la pipe que no utiliza, espera (wait) la finalización de los dos hijos y acaba
(exit). La ejecución de los dos hijos equivale a la orden:
ls -l /urs/bin | grep cat
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int p[2];
int st1, st2;
/* Se crea una pipe y se reciben los dos canales: */
/* el de lectura y el de escritura (p[0] y p[1]) */
if (pipe(p) < 0) error("Creación pipe");
switch (fork())
{
case -1: error("Fork 1");
case 0: /* Hijo 1 - Redirecciona, cierra y ejecuta */
/* Redirecciona salida estándar hacia la pipe */
close(1); dup(p[1]);
/* Cierra los canales de la pipe que no utiliza */
close(p[0]); close(p[1]);
/* Carga el código de ls con dos parámetreos */
execlp("ls","ls","-l",/usr/bin", (char *)0);
error("Ejecución ls ");
default: /* Proceso padre */
break;
}
## Página 67
<!-- source-page: 67 -->
Introducción a la programación de Unix 67
switch (fork())
{
case -1: error("Fork 2");
case 0: /* Hijo 2 - Redirecciona, cierra y ejecuta */
/* Redirecciona entrada estándar hacia la pipe */
close(0); dup(p[0]);
/* Cierra los canales de la pipe que no utiliza */
close(p[0]); close(p[1]);
/* Carga el código de grep con un parámetro */
execlp("grep", "grep", "cat", (char *)0);
error("Ejecución grep");
default: /* Proceso padre */
break;
}
/* El padre cierra los canales que no utiliza */
close(p[0]); close(p[1]);
/* Espera que acaben los dos hijos */
wait(&st1);
wait(&st2);
/* Finaliza su ejecución */
exit(0);
}
Si alguno de los procesos no cerrara los canales de la pipe que no utiliza la finalización
de los procesos no sería correcta. Por ejemplo, si el padre no cierra los dos canales de
la pipe antes de esperar la finalización de los hijos, provocará que el proceso grep se
quede bloqueado indefinidamente leyendo (read) de su entrada estándar una vez se
haya acabado el proceso ls. Consecuentemente el proceso padre tampoco acabará
porque se quedará bloqueado esperando (wait) la finalización de su segundo hijo.
## Página 68
<!-- source-page: 68 -->
Introducción a la programación de Unix 68
5 Bibliografía
· Manual en línea de Unix: orden man.
· Kernighan, Brian W. y Pike, Rob. El entorno de programación UNIX. Prentice-
Hall Hispanoamericana. México, 1987.
· Robbins, Kay A. y Robbins, Steven. UNIX programación práctica. Prentice-Hall
Hispanoamericana. México, 1997.
· Stevens W.Richard. Advanced Programming in the Unix Environment. Reading,
Mass.: Addison-Wesley, 2001.
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Introducción a la programación de Unix
(Versión 1.32)
Miquel Nicolau i Vila
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Introducción a la programación de Unix 2
Índice
Índice................................................................................................................................2
1 Introducción..............................................................................................................4
1.1 El manual de Unix............................................................................................4
1.2 El control de errores.........................................................................................5
2 La gestión de procesos..............................................................................................6
2.1 Los procesos.....................................................................................................6
2.1.1 Identificador del proceso (PID)................................................................6
2.1.2 Identificador del proceso padre (parent process ID)................................6
2.1.3 Identificador del grupo de procesos (process group ID)..........................6
2.1.4 Identificador de usuario (UID).................................................................7
2.1.5 Identificador del grupo de usuarios (GID)...............................................7
2.1.6 Estado del proceso....................................................................................8
2.2 La creación de nuevos procesos.......................................................................8
2.3 La transformación de un proceso (exec).........................................................11
2.4 Llamadas a sistema de gestión de procesos....................................................13
2.4.1 fork.........................................................................................................14
2.4.2 exec.........................................................................................................15
2.4.3 exit..........................................................................................................17
2.4.4 wait.........................................................................................................18
2.4.5 getpid......................................................................................................20
2.4.6 getppid....................................................................................................21
2.4.7 getpgrp....................................................................................................22
2.4.8 setpgid.....................................................................................................23
2.5 Ejemplos de las llamadas de gestión de procesos...........................................24
2.5.1 Ejemplo 1................................................................................................24
2.5.2 Ejemplo 2................................................................................................26
3 La entrada/salida.....................................................................................................27
3.1 La entrada/salida y el sistema de ficheros......................................................27
3.2 La independencia de dispositivos y la redirección de la entrada/salida.........29
3.3 La tabla de ficheros abiertos y el puntero de lectura/escritura.......................32
3.4 Llamadas a sistema de entrada/salida.............................................................35
3.4.1 creat........................................................................................................36
3.4.2 open........................................................................................................38
3.4.3 close........................................................................................................40
3.4.4 read.........................................................................................................41
3.4.5 write........................................................................................................43
3.4.6 lseek........................................................................................................45
3.4.7 dup..........................................................................................................46
3.4.8 unlink......................................................................................................47
3.5 Ejemplos de las llamadas de entrada/salida....................................................48
3.5.1 Ejemplo 1................................................................................................48
3.5.2 Ejemplo 2................................................................................................49
3.5.3 Ejemplo 3................................................................................................50
3.5.4 Ejemplo 4................................................................................................51
3.5.5 Ejemplo 5................................................................................................52
4 La comunicación y sincronización entre procesos.................................................53
4.1 Los signals......................................................................................................53
## Página 3
<!-- source-page: 3 -->
Introducción a la programación de Unix 3
4.2 Las pipes.........................................................................................................55
4.3 Llamadas a sistema de comunicación y sincronización entre procesos.........58
4.3.1 pipe.........................................................................................................59
4.3.2 signal.......................................................................................................60
4.3.3 kill...........................................................................................................61
4.3.4 alarm.......................................................................................................63
4.3.5 pause.......................................................................................................64
4.4 Ejemplos de las llamadas de comunicación y sincronización entre procesos 65
4.4.1 Ejemplo 1................................................................................................65
4.4.2 Ejemplo 2................................................................................................66
5 Bibliografía.............................................................................................................68
## Página 4
<!-- source-page: 4 -->
Introducción a la programación de Unix 4
1 Introducción
En este documento se introducirán los conceptos básicos de la programación con
llamadas a sistema de Unix. En ningún momento, sin embargo, quiere ser un catálogo
completo de todas las llamadas a sistema y de su uso, sino que quiere presentar las
funciones más significativas del entorno Unix relacionadas con la gestión de los
procesos, la entrada/salida y la comunicación entre procesos. El objetivo final es
ofrecer las herramientas básicas para entender los rasgos más característicos de Unix
y poder así empezar a desarrollar aplicaciones sobre este entorno.
El documento se estructura en cuatro capítulos. Este primer capítulo es una
introducción que presenta, de forma general, algunos conceptos que ayudarán a
entender los cimientos de la programación sobre Unix. Los otros tres capítulos tratan
tres ámbitos fundamentales de todo sistema operativo: la gestión de procesos
(capítulo 2), la entrada/salida (capítulo 3) y la comunicación y sincronización entre
procesos (capítulo 4).
El esquema de los capítulos 2, 3 y 4 es muy similar. En cada uno de ellos se introduce,
primero de todo, los conceptos relacionados con la temática tratada, acto seguido se
presentan las llamadas a sistema fundamentales y se acaba con un conjunto de
ejemplos que ayudarán a clarificar todo lo que se ha tratado.
La presentación de cada llamada a sistema se estructura en cinco apartados:
1. Sintaxis: se presenta la sintaxis en lenguaje C de cada llamada a sistema y se
describen los ficheros de definiciones (include) necesarios.
2. Descripción: se introduce con detalle el funcionamiento de la llamada a sistema
y las acciones que se llevan a cabo.
3. Parámetros: se explican uno a uno los parámetros utilizados y los posibles
valores.
4. Valor devuelto: se describen los posibles valores devueltos y su significado.
5. Errores: se presentan los errores más significativos que puede producir cada
llamada a sistema.
1.1 El manual de Unix
Unix ofrece un manual de usuario estructurado en 8 secciones donde se describen
todas sus características. Este manual está disponible en el propio sistema operativo
(man pages) y se puede acceder a través de la orden man del intérprete de órdenes.
Las secciones tratan los siguientes temas:
Sección 1: órdenes de usuario disponibles desde el intérprete (shell)
Sección 2: llamadas a sistema
Sección 3: funciones de biblioteca (library) del lenguaje C
Sección 4: dispositivos
Sección 5: formatos de los archivos
Sección 6: juegos
Sección 7: entornos, tablas y macros
Sección 8: mantenimiento del sistema
La descripción de cada concepto del manual se acompaña del identificador de la
sección a la cual pertenece. Por ejemplo, la orden ls que permite listar el contenido de
## Página 5
<!-- source-page: 5 -->
Introducción a la programación de Unix 5
un directorio aparecerá como ls (1) ya que es una orden del intérprete y, por lo tanto,
se describirá en la sección 1. Todas las llamadas a sistema estarán explicadas en la
sección 2 y las referencias lo indicarán así: fork (2).
El manual en línea de Unix es una herramienta muy importante de apoyo en el uso del
sistema operativo y, en concreto, para el buen conocimiento de las llamadas a
sistema.
Algunos ejemplos de órdenes:
- $ man man (obtendremos ayuda del propio manual)
- $ man ls (obtendremos ayuda sobre la orden ls)
- $ man 2 write (obtendremos ayuda de la llamada a sistema write, en ella se
ha especificado la sección 2 -con el parámetro 2- para distinguirla de la orden
del intérprete write (1).
1.2 El control de errores
La mayoría de llamadas a sistema de Unix devuelven un valor entero al acabar su
ejecución. Un valor 0 o positivo indica un fin correcto de la llamada. Un valor negativo
(-1) indica un error en su ejecución.
Cada llamada a sistema puede producir errores diferentes y variados. Para poder
saber el error que se ha producido, cada proceso dispone de una variable global
llamada errno que describe el error producido después de cada llamada a sistema.
Para poder controlar correctamente el comportamiento de un proceso, que utiliza
llamadas a sistema, es del todo necesario hacer un seguimiento detallado de la
ejecución de cada llamada. Por esta razón, es del todo aconsejable verificar la
correcta finalización de las llamadas y, en caso contrario, detectar el error que se ha
producido.
La estructura general de programación de cualquier llamada a sistema sería la
siguiente:
#include <errno.h>
int p[2];
...
if (pipe(p) < 0) {
/* Escribe el error por el canal estándar de errores (2) */
write(2, "Error pipe\n", strlen("Error pipe\n"));
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
En el código anterior se incluye el fichero errno.h, donde se describe la variable global
errno necesaria para identificar el error producido. El proceso ejecuta la llamada a
sistema pipe que devolverá el valor -1 en caso de error. Si se produce un error, el
código escribirá (write) el tipo de error (variable errno) y acabará la ejecución del
proceso (llama a sistema exit).
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Introducción a la programación de Unix 6
2 La gestión de procesos
En este capítulo se describirán las características fundamentales de los procesos, sus
atributos, la creación y destrucción, junto con las llamadas básicas para su gestión.
2.1 Los procesos
La gestión de procesos es la herramienta fundamental que permite la creación y
destrucción de nuevos procesos dentro del sistema operativo. En Unix existe una
jerarquía de procesos encabezada por un proceso inicial a partir del cual se genera el
resto de procesos del sistema. Este proceso (el proceso init) tiene el identificador 1 y
tendrá un papel muy importante a lo largo de la vida del sistema tal como se verá más
adelante.
Los procesos de Unix tienen un conjunto de atributos, que hay que conocer para poder
gestionarlos correctamente, de los cuales hay que destacar los siguientes:
- Identificador del proceso (PID)
- Identificador del proceso padre (parent process ID)
- Identificador del grupo de procesos (process group ID)
- Identificador de usuario (UID)
- Identificador del grupo de usuarios (GID)
- Estado del proceso
2.1.1 Identificador del proceso (PID)
El identificador del proceso es un entero positivo único que se asocia a cada proceso
en el momento de su creación y que se mantiene hasta su desaparición. Este
identificador permitirá gestionar el proceso a lo largo de su vida y hacer el seguimiento
de su ejecución.
2.1.2 Identificador del proceso padre (parent process ID)
Los procesos de Unix mantienen la relación jerárquica del sistema mediante el
identificador de su proceso padre (parent process ID). Este identificador permite saber
quién ha creado al proceso.
2.1.3 Identificador del grupo de procesos (process group ID)
El identificador de grupo indica el grupo de procesos al cual pertenece el proceso. Un
grupo de procesos es una agrupación de procesos que facilita la gestión conjunta de
algunas funciones como el envío de señales (llamada a sistema signal). El proceso
líder del grupo es el que define el valor del identificador del grupo, que será el mismo
que su identificador de proceso (PID). Los grupos de procesos existen mientras exista
algún proceso del grupo. Un nuevo proceso mantiene el grupo del proceso padre
mientras no se cambie de grupo mediante la llamada a sistema setpgid.
## Página 7
<!-- source-page: 7 -->
Introducción a la programación de Unix 7
2.1.4 Identificador de usuario (UID)
Todo proceso pertenece al usuario que lo ha creado y todo usuario de Unix posee un
identificador único que lo representa. El identificador de usuario se asignará al proceso
en el momento de su creación y le ofrecerá un conjunto de derechos sobre los
recursos del sistema.
Todo proceso dispondrá de dos identificadores de usuario:
- el identificador real de usuario (real user ID)
- el identificador efectivo de usuario (effective user ID)
El identificador real de usuario (real user ID) no se cambia nunca en toda la vida del
proceso y corresponde al identificador del usuario que ha creado el proceso.
El identificador efectivo de usuario (effective user ID) es el que utiliza el sistema para
verificar los derechos del proceso sobre los diferentes recursos del sistema. En el
momento de la creación de un proceso, su identificador efectivo de usuario coincide
con el identificador real de usuario, pero el identificador efectivo de usuario sí que se
puede cambiar de forma controlada a lo largo de la ejecución del proceso. La
modificación del identificador efectivo de usuario ofrece una herramienta importante
para el acceso restringido de los procesos de usuario a recursos protegidos del
sistema.
El cambio de identificador efectivo de usuario lo puede provocar la ejecución (llamada
a sistema exec) de un fichero ejecutable que tenga activo el bit setUID (set-user-ID). Si
el bit set-user-ID está activo, el identificador efectivo de usuario del proceso que ha
ejecutado (exec) el fichero, tomará como valor al identificador del propietario del
fichero ejecutable. El identificador real de usuario no es modificará.
Un ejemplo claro de la utilización del setUID se puede encontrar en la orden passwd.
Esta orden permite que cualquier usuario pueda modificar su clave de acceso al
sistema. Esta clave está almacenada en un fichero (/etc/passwd) que es propiedad del
usuario root o super-user y que sólo este usuario puede modificar. El fichero
ejecutable con la orden passwd pertenece también al usuario root y tiene el bit setUID
activo. Por lo tanto, cualquier proceso que ejecute esta orden cambiará su identificador
efectivo de usuario que tomará por valor al identificador de usuario root y, por lo tanto,
podrá acceder al fichero de claves (/etc/passwd) y modificarlo.
2.1.5 Identificador del grupo de usuarios (GID)
Todo proceso pertenece al grupo de usuarios del usuario que lo ha creado. El
identificador del grupo de usuarios se asignará al proceso en el momento de su
creación y le ofrecerá un conjunto de derechos sobre los recursos del sistema.
Todo proceso dispondrá de dos identificadores del grupo de usuarios:
- el identificador real del grupo de usuarios (real group ID)
- el identificador efectivo del grupo de usuarios (effective group ID)
El identificador real del grupo de usuarios (real group ID) no se cambia nunca en toda
la vida del proceso y corresponde al identificador del grupo de usuarios del usuario
que ha creado el proceso.
## Página 8
<!-- source-page: 8 -->
Introducción a la programación de Unix 8
El identificador efectivo del grupo de usuarios (effective group ID) es el que utiliza el
sistema para verificar los derechos del proceso sobre los diferentes recursos del
sistema. En el momento de la creación de un proceso, su identificador efectivo del
grupo de usuarios coincide con el identificador real del grupo de usuarios, pero el
identificador efectivo del grupo de usuarios sí que se puede cambiar de forma
controlada a lo largo de la ejecución del proceso. La modificación del identificador
efectivo del grupo de usuarios ofrece una herramienta importante para el acceso
restringido de los procesos de usuario a recursos protegidos del sistema.
El cambio de identificador efectivo del grupo de usuarios lo puede provocar la
ejecución (llamada a sistema exec) de un fichero ejecutable que tenga activo el bit
setGID (set-group-ID). Si el bit set-group-ID está activo, el identificador efectivo del
grupo de usuarios del proceso que ha ejecutado (exec) el fichero, tomará como valor
el identificador del grupo de usuarios del propietario del fichero ejecutable. El
identificador real del grupo de usuarios no se modificará.
2.1.6 Estado del proceso
Como en todo sistema operativo, los procesos pueden estar en diferentes estados: en
ejecución, bloqueados, preparados, zombie, ...
En Unix hay que destacar un estado particular que tienen algunos procesos después
de su destrucción: el estado zombie. Este estado corresponde a un proceso que ya no
puede volver a ejecutarse porque ya ha finalizado, pero que todavía está presente en
el sistema porque no ha podido liberar todos sus recursos. La razón del estado zombie
tiene que ver con la jerarquía de procesos de Unix que se origina en la creación de
procesos y se mantiene hasta su desaparición.
Cada proceso es hijo de su proceso padre que es el responsable de liberar los
recursos de sus procesos hijo en el momento de su finalización. Para liberar los
procesos y eliminarlos del todo del sistema, es necesario que el proceso padre se
sincronice (llamada wait) con la finalización (exit) de sus procesos hijo. En este
proceso de sincronización, el proceso hijo informa a su padre de la causa de su
muerte al mismo tiempo que libera todos sus recursos y desaparece del sistema. Si un
proceso finaliza sin esta sincronización padre-hijo, el proceso pasa al estado zombie y
se quedará en este estado hasta que pueda liberar los recursos pendientes. Si el
proceso padre desapareciera sin haber realizado la sincronización (wait) con sus
procesos hijo, los procesos hijo pasarán a ser adoptados por el proceso init (proceso
1) y este proceso primogénito los liberará del estado zombie y desaparecerán del
sistema.
Es importante tener en cuenta esta característica de los procesos y evitar, siempre que
sea posible, que no quede ningún proceso en estado zombie ya que ocupa inútilmente
recursos del sistema. Por esta razón, los procesos esperarán con la llamada a sistema
wait la finalización de sus hijos y, de esta manera, harán desaparecer del sistema los
procesos que ya han finalizado.
2.2 La creación de nuevos procesos
La creación de nuevos procesos es una de las acciones más importantes que permite
que se puedan realizar nuevas acciones por parte de los diferentes usuarios. Cada
## Página 9
<!-- source-page: 9 -->
Introducción a la programación de Unix 9
nuevo proceso se ejecutará de forma concurrente con los otros procesos y tendrá que
compartir los recursos (procesador, memoria, ...) del sistema. A diferencia de otros
sistemas operativos, la creación de procesos en Unix se realiza de una manera muy
sencilla, mediante la llamada a sistema nombrado fork que no utiliza ningún
parámetro. El resultado de la ejecución de la llamada fork es la aparición de un nuevo
proceso, hijo del proceso creador y que se ejecutará de forma concurrente con el resto
de procesos del sistema, que hereda un gran número de características de su padre.
Hay que destacar, por ejemplo, que el nuevo proceso tiene el mismo código, los
mismos datos, la misma pila y el mismo valor del contador de programa que el proceso
creador. Eso no quiere decir que comparta código y datos, sino que se crea un nuevo
proceso donde se copia el código y los datos del proceso que lo ha creado. Sólo hay
un dato que es diferente: el valor devuelto por la llamada fork.
Efectivamente, la llamada fork acaba dos veces, una vez en el proceso que lo ha
invocado y otra, en el nuevo proceso que, como ya se ha dicho, tiene el mismo código
que el proceso creador y, por lo tanto, empezará su ejecución justo después de haber
acabado la función fork. En el proceso padre, la llamada fork devuelve el identificador
del proceso hijo y en el proceso hijo devuelve el valor 0. Es gracias a los valores
diferentes de retorno que se puede distinguir entre padre e hijo y, por lo tanto, se
puede modificar el comportamiento de los dos procesos. En el código que sigue se
muestra un pequeño programa que crea un nuevo proceso:
main()
{
int process, st, pid;
char s[80];
switch (process = fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
sprintf(s, "Error del fork\n");
write(2, s, strlen(s));
exit(1);
case 0:
/* Proceso hijo - Escribe y acaba */
sprintf(s, "Hola soy el hijo\n");
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y escribe */
sprintf(s, "Soy el padre con hijo: %d\n", process);
write(1, s, strlen(s));
pid = wait(&st);
exit(0);
}
}
La evolución de los dos procesos se muestra en el siguiente diagrama:
## Página 10
<!-- source-page: 10 -->
Introducción a la programación de Unix 10
Inicio
0 - proceso hijo > 0 - proceso padre fork
Código hijo Código padre
Hola soy el hijo Soy el padre con hijo: ...
exit
Sincronización de la muerte del hijo con el padre wait
exit
En el código anterior se pueden distinguir claramente los posibles valores devueltos de
la llamada fork:
- Valor -1: representa un error y que no se ha podido crear el nuevo proceso
- Valor 0: es el valor que se devuelve al nuevo proceso (proceso hijo)
- Valor > 0: es el valor que se devuelve al proceso creador (pid del nuevo
proceso)
En caso de que la llamada fork no haya producido ningún error aparecerá un nuevo
proceso que tendrá replicado (no compartido) el mismo código y los mismos datos que
el proceso creador y con el mismo valor del contador de programa. Por lo tanto,
empezará su ejecución en el punto donde el proceso creador lo ha creado, es decir,
justo en el momento de finalizar la llamada fork. Por lo tanto, el nuevo proceso
empezará su ejecución en el case 0 del switch, escribirá un mensaje y acabará (exit):
case 0:
/* Proceso hijo - Escribe y acaba */
sprintf(s, "Hola soy el hijo\n");
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
En cambio el padre, después de haber creado al hijo seguirá su ejecución en el case
default del switch, escribirá el identificador del hijo que le ha devuelto la llamada fork
(variable process), esperará la finalización del hijo (wait) y acabará (exit):
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y escribe */
sprintf(s, "Soy el padre con hijo: %d\n", process);
write(1, s, strlen(s));
pid = wait(&st);
exit(0);
## Página 11
<!-- source-page: 11 -->
Introducción a la programación de Unix 11
La salida de los procesos padre e hijo se puede dar en cualquier orden ya que la
ejecución es concurrente. Puede ser que escriba primero el padre o que escriba
primero el hijo:
Soy el padre con hijo: ...
Hola soy el hijo
o
Hola soy el hijo
Soy el padre con hijo: ...
Es importante remarcar la importancia de sincronizarse con la desaparición de los
hijos (wait). Tal como se ha comentado antes, si el proceso creador no espera la
finalización de sus hijos, los procesos que mueren no pueden liberar todos sus
recursos y quedan en estado zombie. Si en el ejemplo anterior el proceso creador
hubiera acabado sin ejecutar la llamada a sistema wait, el proceso hijo habría quedado
en estado zombie hasta que el proceso creador hubiera muerto y el proceso init
hubiera adoptado el nuevo proceso y hubiera liberado sus recursos.
En otros apartados se irán comentando otros aspectos importantes de la herencia
entre procesos relacionados con la entrada/salida y con la comunicación entre
procesos.
2.3 La transformación de un proceso (exec)
Como se ha visto en el apartado anterior la creación de procesos de Unix se limita a
crear un nuevo proceso idéntico al proceso padre. Sin embargo, cuando se crea un
nuevo proceso normalmente se quiere que haga cosas muy diferentes de las que hace
su creador. Por esta razón, hay que disponer de una función que nos permita cambiar
del todo a un determinado proceso.
La llamada a sistema exec permite cambiar todo el código, los datos y la pila de un
proceso y cargar un nuevo código y unos nuevos datos almacenados en un fichero
ejecutable. Esta llamada es la que realmente permite ejecutar programas después de
haber creado un nuevo proceso y, habitualmente, se utilizará inmediatamente después
de la llamada fork. Una vez acabada la llamada exec, el código del proceso que la ha
invocado habrá desaparecido del todo y, por lo tanto, la llamada no retornará nunca,
es decir, las sentencias del programa que aparezcan después de la llamada nunca no
se ejecutarán.
El código que se muestra a continuación crea un nuevo proceso e, inmediatamente
después, el proceso hijo ejecuta (llamada a sistema execlp) el fichero ejecutable ls.
Por lo tanto, el nuevo proceso ya no mantiene el mismo código ni los mismos datos
que el proceso creador, sino que ha transformado totalmente su código y sus datos
según el contenido del fichero ejecutable ls. Por esta razón, el proceso no ejecutará
nunca las sentencias de después de la llamada, excepto en caso de que exec
produzca un error y, por lo tanto, el cambio de imagen no se pueda realizar. Esta
mutación sólo afecta a los datos y al código, en cambio el proceso sigue siendo lo
mismo con el mismo identificador (pid) y los mismos identificadores de usuario, a
menos que el fichero ejecutable tuviera activo el bit setUID o el bit setGID, tal como se
ha explicado previamente.
## Página 12
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Introducción a la programación de Unix 12
main()
{
int st;
char s[80];
switch (fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
sprintf(s, "Error del fork\n");
write(2, s, strlen(s));
exit(1);
case 0:
/* Proceso hijo - Ejecutará ls */
/* Carga el código de ls */
execlp("ls","ls", (char *)0);
/* Si llega aquí, ha habido error y acaba */
sprintf(s, "Error exec\n");
write(2, s, strlen(s));
exit(1);
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y acaba */
wait(&st);
exit(0);
}
}
## Página 13
<!-- source-page: 13 -->
Introducción a la programación de Unix 13
2.4 Llamadas a sistema de gestión de procesos
En este apartado se presentan las siguientes llamadas relacionadas con la gestión de
procesos:
· fork: crea un nuevo proceso
· exec: reemplaza la imagen del proceso con una nueva imagen
· exit: finaliza un proceso
· wait: espera la finalización de un proceso hijo
· getpid: obtiene el identificador del proceso
· getppid: obtiene el identificador del proceso padre
· getpgrp: obtiene el identificador del grupo de procesos del proceso
· setpgid: cambia el identificador del grupo de procesos de un proceso
## Página 14
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Introducción a la programación de Unix 14
2.4.1 fork
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
pid_t fork(void);
Descripción
La llamada fork no tiene ningún parámetro y su función es crear un nuevo proceso. El
nuevo proceso (proceso hijo) es una copia exacta del proceso creador (proceso
padre). El proceso hijo hereda todo el entorno del proceso padre. Entre los atributos
heredados hay que destacar:
· Identificadores de usuario y de grupo, tanto real como efectivo.
· Canales (file descriptors) abiertos.
· Programación de los signals.
· Segmentos de memoria compartida.
· Bit de set-user-ID.
· Bit de set-group-ID.
· Identificador de grupo (process group Id).
· Directorio de trabajo (current working directory).
· Directorio raíz (root directory).
· Máscara de creación de ficheros (umask).
El proceso hijo se distingue del proceso padre en los siguientes aspectos:
· El identificador de proceso del hijo es diferente del identificador del padre.
· El proceso hijo tiene un identificador de proceso padre diferente (es el
identificador del proceso que lo ha creado).
· El proceso hijo tiene su propia copia de los canales (file descriptors) del padre.
Cada canal del hijo comparte con el canal del padre el mismo puntero en el
fichero (puntero de lectura/escritura).
· El conjunto de signals pendientes está vacío.
· No se hereda ninguna operación de entrada/salida asíncrona.
Valor devuelto
Si el fork se ejecuta correctamente devolverá el valor 0 al proceso hijo y devuelverá el
identificador del proceso hijo (PID) al proceso padre. En caso de error, la llamada
devolverá el valor -1 al proceso padre, no se creará ningún proceso y la variable errno
indicará el error producido.
Errores
La llamada fork fallará si:
· EAGAIN: se ha superado el número máximo de procesos posibles por usuario
o la cantidad total de memoria del sistema disponible es insuficiente.
· ENOMEM: no hay espacio de swap suficiente.
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Introducción a la programación de Unix 15
2.4.2 exec
La llamada a sistema exec se ofrece con diferentes sintaxis que facilitan su utilización
en función de los parámetros utilizados: execl, execv, execle, execve, execlp, execvp.
Sintaxis
#include <unistd.h>
int execl(char *path, char *arg0..., char *argn, char * /*NULL*/);
int execv(char *path, char *argv[]);
int execle(char *path, char *arg0..., char *argn, char * /*NULL*/, char *envp[]);
int execve(char *path, char *argv[], char * envp[]);
int execlp(char *file, char *arg0..., char *argn, char * /*NULL*/);
int execvp(char *file, char *argv[]);
Descripción
Cada una de las funciones de la familia exec reemplaza la imagen (código y datos) del
proceso que la invoca con una nueva imagen. La nueva imagen se construye a partir
de un fichero ejecutable que se pasa como parámetro. No se devuelve ningún valor en
caso de que la llamada se ejecute correctamente, ya que la imagen del proceso que la
invoca es eliminada por la nueva imagen.
Los canales (file descriptors) abiertos del proceso que invoca la llamada permanecen
abiertos después del cambio de imagen, excepto aquéllos que tienen el flag close-on-
exec activo.
Los signals definidos, en el proceso que invoca la llamada, con acción por defecto o
que tienen que ser ignorados se mantienen igual después del cambio de imagen. Los
signals programados con alguna función en el proceso que invoca la llamada cambian
su programación a la acción por defecto después del cambio de imagen, ya que el
código de las funciones con que habían sido programados desaparece después de la
llamada exec.
Si el bit set-user-ID está activo, el identificador efectivo de usuario del proceso con la
nueva imagen tomará como valor el identificador del propietario del fichero de imagen.
Igualmente si el bit set-group-ID está activo, el identificador efectivo de grupo del
proceso con la nueva imagen tomará como valor el identificador del grupo del fichero
de imagen. Los identificadores reales de usuario y de grupo se mantendrán.
Los segmentos de memoria compartida del proceso que invoca la llamada se
desasignarán de la nueva imagen.
La nueva imagen del proceso mantendrá, entre otros, los siguientes atributos:
· El identificador del proceso (PID).
· El identificador del proceso padre (parent process ID).
## Página 16
<!-- source-page: 16 -->
Introducción a la programación de Unix 16
· El identificador del grupo (process group ID)
· El identificador real de usuario y de grupo (real user ID y real group ID)
· El directorio de trabajo (current working directory).
· El directorio raíz (root directory).
· La máscara de creación de ficheros (umask).
· Los signals pendientes.
Parámetros
· path apunta al nombre completo que identifica al nuevo fichero de imagen.
· file se utiliza para construir el nombre completo que identifica al nuevo fichero
de imagen. Si el parámetro file contiene una barra inclinada ('/'), entonces se
utiliza como nombre completo del nuevo fichero de imagen. En caso contrario,
el camino completo del nombre del fichero se obtiene mediante una búsqueda
en los directorios incluidos en la variable de entorno PATH.
· Los parámetros representados por arg() ... son punteros a cadenas de
caracteres. Estos parámetros son la lista de argumentos que se pasarán a la
nueva imagen. La lista se acaba con un puntero nulo. El parámetro arg0
indicará el nombre que se asociará con el proceso iniciado por la función exec.
· argv es un puntero a una tabla de cadenas de caracteres. La última entrada de
la tabla tiene que ser un puntero nulo. Los elementos de la tabla son la lista de
argumentos que se pasarán a la nueva imagen. El valor de la entrada argv[0]
indicará el nombre que se asociará con el proceso iniciado por la función exec.
· envp es un puntero a una tabla de cadenas de caracteres. La última entrada de
la tabla tiene que ser un puntero nulo. Los valores de este parámetro
constituyen el entorno para la nueva imagen.
Valor devuelto
La llamada devolverá el valor -1 en el caso de un error en su ejecución y la variable
errno indicará el error producido. No se devuelve ningún valor en caso de que la
llamada se ejecute correctamente, ya que la imagen del proceso que la invoca es
eliminada por la nueva imagen.
Errores
La llamada exec fallará, entre de otras razones, si:
· EACCES: no se tiene permiso para buscar en uno de los directorios que
aparecen en el nombre completo del fichero de imagen, o el fichero con la
nueva imagen no es un fichero regular, o el fichero con la nueva imagen no se
puede ejecutar.
· EAGAIN: la cantidad de memoria disponible del sistema en el momento de leer
el fichero imagen es insuficiente.
· EFAULT: alguno de los parámetros apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada exec.
· ELOOP: se han encontrado demasiados enlaces simbólicos durante la
traducción del parámetro path o file.
· ENAMETOOLONG: la longitud del parámetro path o file excede el tamaño
permitido (PATH_MAX).
· ENOENT: algún componente del parámetro path o file no existe o está vacío.
· ENOMEM: la nueva imagen del proceso necesita más memoria de la permitida.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path o file no es un
directorio.
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Introducción a la programación de Unix 17
2.4.3 exit
Sintaxis
#include <stdlib.h>
void exit(int status);
Descripción
La llamada exit tiene como función finalizar el proceso que la invoca con las siguientes
consecuencias:
· Se cierran todos los canales (file descriptors) del proceso.
· Si el proceso padre está ejecutando la llamada wait se le notifica la
finalización del hijo y se le pasa el valor de los ocho bits de menor peso del
parámetro status. Si el proceso padre no está ejecutando la llamada wait, el
estado del hijo (valor del parámetro status) se le pasará en el momento que
la ejecute.
· Si el proceso padre no está ejecutando la llamada wait en el momento que
el proceso invoca la llamada exit, entonces el proceso que invoca exit se
transforma en un proceso zombie. Un proceso zombie es un proceso
inactivo que sólo ocupa una entrada de la tabla de procesos y se eliminará
completamente en el momento que su proceso padre ejecute la llamada
wait.
· Se envía un signal SIGCHLD a su padre.
· Se libera toda la memoria asignada al proceso.
· Se desasignan los segmentos de memoria compartida.
Parámetros
El parámetro status almacena, en sus 8 bits (bits 0377) de menor peso, el valor que el
proceso hijo pasará a su padre cuando el proceso padre ejecute la llamada wait.
Valor devuelto
La llamada exit no retorna nunca al proceso que la invoca.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 18
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Introducción a la programación de Unix 18
2.4.4 wait
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
pid_t wait(int *stat_loc);
Descripción
La llamada wait bloquea la ejecución del proceso que la invoca hasta que está
disponible la información del estado de finalización de alguno de sus hijos, o hasta que
llega un signal que tiene una función programada o que provoca la finalización del
proceso. Si la información del estado de finalización de algún hijo está disponible antes
de invocar la llamada, wait retornará inmediatamente.
Si wait finaliza porque el estado de finalización de algún hijo está disponible, entonces
devolverá el identificador del hijo que ha acabado.
Si un proceso acaba sin haber esperado (wait) la finalización de sus hijos, el
identificador del proceso padre de todos sus hijos tomará el valor 1. Es decir, sus
procesos hijo son heredados por el proceso de inicialización (init) que se convierte en
su padre.
Parámetros
El parámetro stat_loc es un puntero donde se almacenará el estado del proceso hijo
que ha finalizado.
Si la llamada finaliza porque está disponible el estado de finalización de algún proceso
hijo, entonces el estado del proceso hijo que ha finalizado se almacenará en la
dirección apuntada por stat_loc de la siguiente manera:
· Si el proceso hijo acaba por la ejecución de la llamada exit, los ocho bits de
menor peso de la variable apuntada por stat_loc valdrán 0 y los ocho bits de
mayor peso contendrán el valor de los ocho bits de menor peso del
argumento pasado a la llamada exit.
· Si el proceso hijo acaba a causa de un signal, los ocho bits de mayor peso
de la variable apuntada por stat_loc valdrán 0 y los ocho bits de menor peso
contendrán el número del signal que ha causado la finalización del proceso.
Valor devuelto
Si wait acaba a causa de la finalización de un proceso hijo, entonces la llamada
devuelve el identificador del proceso que ha finalizado. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada wait fallará si:
· ECHILD: el proceso que invoca la llamada no tiene ningún hijo vivo.
## Página 19
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Introducción a la programación de Unix 19
· EINTR: la llamada ha sido interrumpido por un signal.
## Página 20
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Introducción a la programación de Unix 20
2.4.5 getpid
Sintaxis
#include <unistd.h>
pid_t getpid(void);
Descripción
La llamada getpid no tiene ningún parámetro y devuelve el identificador del proceso
que la invoca.
Valor devuelto
La llamada devolverá el identificador del proceso que la invoca. No habrá ningún caso
que produzca error.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 21
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Introducción a la programación de Unix 21
2.4.6 getppid
Sintaxis
#include <unistd.h>
pid_t getppid(void);
Descripción
La llamada getppid no tiene ningún parámetro y devuelve el identificador del proceso
padre del proceso que la invoca.
Valor devuelto
La llamada devolverá el identificador del proceso padre del proceso que la invoca. No
habrá ningún caso que produzca error.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 22
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Introducción a la programación de Unix 22
2.4.7 getpgrp
Sintaxis
#include <unistd.h>
pid_t getpgrp(void);
Descripción
La llamada getpgrp no tiene ningún parámetro y devuelve el identificador del grupo de
procesos (process group ID) del proceso que la invoca.
Valor devuelto
La llamada devolverá el identificador del grupo de procesos del proceso que la invoca.
No habrá ningún caso que produzca error.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 23
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Introducción a la programación de Unix 23
2.4.8 setpgid
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);
Descripción
La llamada setpgid asigna el valor pgid al identificador del grupo de procesos (process
group ID) del proceso con identificador pid.
Si pgid es igual a pid, el proceso con identificador pid se convertirá en el líder del
grupo. De lo contrario el proceso con identificador pid se convertirá en un miembro de
un grupo ya existente.
Si pid es igual a 0 se utiliza como pid el identificador de proceso del proceso que ha
realizado la llamada.
Si pgid es igual a 0, el proceso con identificador pid se convertirá en el líder del grupo
de procesos.
Parámetros
· pid es el identificador del proceso al cual se le quiere cambiar su identificador
del grupo de procesos.
· pgid es el valor del identificador del grupo de procesos que se quiere asignar al
proceso.
Valor devuelto
Si la llamada se ejecuta correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá
el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada setpgid fallará, entre de otras razones, si:
· EACCES: el pid corresponde al identificador de un hijo del proceso que invoca
la llamada y que ha ejecutado una llamada a sistema exec.
· EINVAL: el parámetro pgid tiene un valor negativo o superior al máximo
permitido.
· ESRCH: el parámetro pid no coincide con el identificador del proceso que
invoca la llamada ni con el identificador de ninguno de sus hijos.
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Introducción a la programación de Unix 24
2.5 Ejemplos de las llamadas de gestión de procesos
2.5.1 Ejemplo 1
Este ejemplo muestra la creación de un nuevo proceso (fork) y la sincronización del
proceso padre con la finalización del proceso hijo (exit y wait). El nuevo proceso se
ejecutará de forma concurrente con el proceso padre.
El proceso padre realizará las acciones siguientes:
a) Crea el proceso hijo (fork)
b) Escribe su identificador de proceso (write y getpid)
c) Espera la finalización del proceso hijo (wait)
d) Escribe el identificador del hijo que ha muerto (write)
e) Acaba (exit)
El proceso hijo, por su parte, realizará de forma concurrente con el proceso padre las
acciones siguientes:
a) Escribe su identificador de proceso (write y getpid)
b) Escribe el identificador de proceso de su padre (write y getppid)
c) Acaba (exit)
La escritura b) del padre y las escrituras a) y b) del hijo pueden aparecer en cualquier
orden en función de la ejecución concurrente de los dos procesos:
Hola soy el hijo: ... {salida a) del hijo}
Mi padre es: ... {salida b) del hijo}
Hola soy el padre: ... {salida b) del padre}
o
Hola soy el padre: ... {salida b) del padre}
Hola soy el hijo: ... {salida a) del hijo}
Mi padre es: ... {salida b) del hijo}
o
Hola soy el hijo: ... {salida a) del hijo}
Hola soy el padre: ... {salida b) del padre}
Mi padre es: ... {salida b) del hijo}
En cambio, la escritura d) del padre siempre saldrá al final de todo ya que el padre,
antes de escribir, espera la finalización del hijo. En la última escritura el padre
devolverá el identificador del hijo que ha muerto y que le ha sido devuelto por la
llamada a sistema wait. Por lo tanto, la última escritura será:
El hijo finalizado es: ... {salida d) del padre}
## Página 25
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Introducción a la programación de Unix 25
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int st, pid;
char s[80];
switch (fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0:
/* Proceso hijo - Escribe y acaba */
sprintf(s, "Hola soy el hijo: %d\n", getpid());
write(1, s, strlen(s));
sprintf(s, "Mi padre es: %d\n", getppid());
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
default:
/* Proceso padre - Escribe y espera fin hijo */
sprintf(s, "Hola soy el padre: %d\n", getpid());
write(1, s, strlen(s));
pid = wait(&st);
/* Escribe y acaba */
sprintf(s, "El hijo finalizado es: %d\n", pid);
write(1, s, strlen(s));
exit(0);
}
}
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Introducción a la programación de Unix 26
2.5.2 Ejemplo 2
Este ejemplo muestra la creación de un nuevo proceso (fork), el cambio de imagen
(exec) y la sincronización del padre con la finalización del hijo (exit y wait). El proceso
hijo ejecuta (exec) la orden ls -l /usr/bin y acaba (exit). El proceso padre espera
la finalización de su hijo (wait) y acaba (exit).
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int st;
switch (fork())
{
case -1:
/* En caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0:
/* Proceso hijo - Ejecutará ls */
/* Carga el código de ls */
/* Recibe como parámetros -l y /usr/bin */
execlp("ls","ls","-l",/usr/bin", (char *)0);
/* Si llega aquí, execlp ha fallado */
error("Ejecutando ls ");
default:
/* Proceso padre */
/* Espera que acabe el hijo */
wait(&st);
exit(0);
}
}
## Página 27
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Introducción a la programación de Unix 27
3 La entrada/salida
A lo largo de este capítulo se describirá la estructura general del sistema de ficheros,
los diferentes tipos de ficheros, la independencia de dispositivos y la redirección de la
entrada/salida, así como las principales llamadas para gestionar las entradas y salidas.
3.1 La entrada/salida y el sistema de ficheros
La entrada/salida de Unix y su sistema de ficheros están íntimamente relacionados
tanto por el conjunto de llamadas a sistema uniformes e idénticas para acceder a
cualquier dispositivo o fichero, como también por la existencia de diversos tipos de
ficheros que incluyen los propios dispositivos. Todo dispositivo de Unix se reconoce en
el sistema como un fichero de tipo dispositivo, que puede ser utilizado con las mismas
llamadas a sistema (open, close, read, write ...) que para los ficheros regulares que
contienen información de los usuarios.
Tipo de ficheros
El sistema de ficheros de Unix incluye diversos tipos de ficheros que representan tanto
los ficheros convencionales, que contienen información de los usuarios, como los
propios dispositivos de entrada/salida y otros recursos del sistema. Los tipos de
ficheros más destacados de Unix son:
- Directorio: fichero que contiene referencias de otros ficheros y que constituye el
elemento fundamental de la jerarquía de ficheros de Unix. Dentro de los
ficheros de tipo directorio hay entradas que relacionan el número de un inode
(el elemento que describe cada fichero) con el nombre (link) que se le da al
fichero en aquel directorio.
- Fichero regular: fichero que contiene información general sin ninguna
estructura en particular.
- Dispositivo: fichero especial que representa a cada uno de los dispositivos del
sistema. Hay dos tipos de dispositivo: los dispositivos de carácter (por ejemplo
terminales) y los dispositivos de bloque (por ejemplo discos).
- Enlace simbólico (soft link): fichero que contiene el nombre de otro fichero al
cual representa, de manera que el acceso al enlace simbólico es como acceder
al fichero que enlaza.
- Named pipes: dispositivo de comunicación entre procesos.
Los nombres de los ficheros (hard links y soft links)
Una característica del sistema de ficheros de Unix es la posibilidad de que los ficheros
puedan tener más de un nombre (hard links). Incluso, pueden existir ficheros que no
tengan nombre y que sean accesibles y utilizables por los procesos que lo tienen
abierto. Gracias a esta característica, se puede hacer visible y accesible un fichero
desde diversos puntos del sistema de ficheros. Y eso es posible por la separación
existente entre la información del fichero (inode) y su nombre.
Los inodes son unas estructuras que contienen toda la información de un fichero
excepto el nombre, o nombres del fichero, y sus datos, que están almacenados en los
## Página 28
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Introducción a la programación de Unix 28
bloques de datos del sistema de ficheros. Dentro del inode se puede encontrar, entre
otras, las siguientes informaciones:
- Identificador del propietario del fichero
- Identificador del grupo de usuarios del fichero
- Tamaño del fichero
- Fecha de creación, fecha del último acceso y fecha de la última modificación
- Tipo de fichero
- Permisos de acceso al usuario, al grupo y al resto de usuarios
- Número de nombres (hard links) del fichero
- Punteros a los bloques de datos
Los inodes están numerados del 1 al número máximo de inodes de un determinado
sistema de ficheros.
El nombre del fichero está almacenado dentro de los directorios. Cada entrada a un
directorio es una asociación entre un número de inode y un nombre. De esta manera
se pueden tener tantos nombres como se quiera de cada fichero. Sólo hay que asociar
el mismo número de inode (que representa al fichero) con diferentes nombres dentro
de los directorios que se quiera.
Entrada de un directorio
Número de inode Nombre del fichero
El número de nombres (hard links) de un fichero se guardará en el inode
correspondiente y servirá para que el sistema operativo pueda detectar cuando un
fichero ya no tiene ningún nombre y, por lo tanto, cuando un fichero se puede eliminar
del sistema. Sin embargo, que un fichero no tenga ningún nombre no es una condición
suficiente para que desaparezca su inode y la información que contiene. Para poder
borrar del todo un fichero hace falta, además de no tener ningún nombre, que no haya
ningún proceso que lo esté utilizando (fichero abierto). Por lo tanto, en Unix es posible
que un proceso tenga un fichero abierto, borre el último nombre y siga trabajando con
él sin que ningún otro proceso pueda acceder, ya que no dispone de ningún nombre
visible en el sistema de ficheros. Esta manera de trabajar es usual entre los programas
que utilizan ficheros temporales durante su ejecución. En este caso, el fichero
desaparece cuando lo cierra el último proceso que lo tenía abierto (ved el ejemplo 2 de
este capítulo).
Unix utiliza la palabra link (enlace) para referirse a los nombres de un fichero y
distingue entre los hard links (que son los que se acaban de explicar) que están
contabilizados dentro del inode de cada fichero y los soft links (enlaces simbólicos).
Los soft links son un tipo especial de fichero que se utiliza para poder acceder a otro
fichero desde cualquier lugar del sistema de ficheros. Los soft links contienen el
nombre del fichero al cual apuntan y tienen un conjunto de características que los
diferencian de los hard links:
1. Los soft links son ficheros, en cambio los hard links no son nada más que
una entrada en un directorio que asocia un nombre con un número de
inode.
2. Los soft links no son conocidos por el fichero que representan. A diferencia
de los hard links que son contabilizados dentro del inode de cada fichero,
## Página 29
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Introducción a la programación de Unix 29
los soft links se crean y se destruyen sin que el fichero apuntado tenga
ninguna constancia. Por esta razón, es posible que puedan existir soft links
que apunten a ficheros inexistentes, porque los ficheros apuntados hayan
desaparecido del sistema después de la creación del soft link.
3. Los soft links se pueden situar en un sistema de ficheros diferente al del
fichero que representan. En cambio los hard links (las parejas "inode -
nombre" dentro de los directorios) tienen que estar situadas todas dentro
del mismo sistema de ficheros, para evitar así las ambigüedades con los
números de inode que coinciden entre sistemas de ficheros diferentes.
3.2 La independencia de dispositivos y la redirección de la
entrada/salida
Para garantizar la independencia de dispositivos de las aplicaciones, es necesario
disponer de un conjunto de llamadas homogéneas de entrada/salida y de dispositivos
virtuales (canales) que puedan ser asociados con cualquier dispositivo real o fichero.
Unix ofrece un conjunto de llamadas idénticas para gestionar la entrada/salida
independientemente del dispositivo o fichero que se esté utilizando. Estas llamadas
utilizan dispositivos virtuales que pueden asociarse a cualquier dispositivo real o
fichero.
Los dispositivos virtuales (o canales) de Unix llamados file descriptors se agrupan en
una tabla independiente para cada proceso. Cada dispositivo virtual se identifica con el
valor de entrada en la tabla, de manera tal que el primer dispositivo virtual será el
canal 0 y así sucesivamente. Las llamadas a sistema de Unix de lectura (read) y
escritura (write) utilizan exclusivamente los dispositivos virtuales y, de esta manera, se
independizan de los dispositivos reales o ficheros que estén asociados en cada file
descriptor. Para asociar los dispositivos virtuales con un determinado dispositivo o
fichero se utiliza la llamada open (abrir). Para liberar un determinado dispositivo se
utiliza la llamada a sistema close (cerrar). Por lo tanto, antes de poder utilizar un
determinado dispositivo o fichero habrá que abrirlo (open) para así asociar un
determinado dispositivo virtual con el fichero o dispositivo real. Una vez tengamos el
dispositivo virtual asociado ya podremos escribir (write) o leer (read) sobre este
dispositivo virtual. Una vez hayamos finalizado con el uso del dispositivo real o fichero
podremos liberarlo junto con el canal virtual utilizando la llamada close.
En la página siguiente se muestra el código de un proceso que abre un fichero
existente y lee todo su contenido carácter a carácter. Una vez ha acabado la lectura,
se cierra el canal y se liberan los recursos. Hay que fijarse en que la llamada open
devuelve el valor del primer dispositivo virtual libre de la tabla de canales del proceso
que, en este caso, seguramente será el canal 3 tal como se explica en las siguientes
líneas.
Por convenio, Unix considera que los canales 0, 1 y 2 se utilizarán como canales
estándares de entrada/salida:
- 0: entrada estándar (stdin)
- 1: salida estándar (stdout)
- 2: salida estándar de error (stderr)
En el ejemplo de la página siguiente se puede ver que la función error escribe los
mensajes de error por el canal de salida estándar de error (dispositivo virtual 2 -
## Página 30
<!-- source-page: 30 -->
Introducción a la programación de Unix 30
stderr). En cambio, el contenido del fichero se escribe carácter a carácter por el canal
estándar de salida (dispositivo virtual 1 - stdout).
Todos los procesos que se ejecutan desde el intérprete de órdenes de Unix tienen
abiertos los canales 0, 1 y 2, ya que los nuevos procesos heredan de sus padres una
tabla de canales con los mismos canales abiertos que el proceso creador. El intérprete
de órdenes tiene abiertos los canales estándares y, por lo tanto, todos sus hijos
también los tendrán abiertos y asociados con los mismos dispositivos en el momento
de su creación. Asumiendo este hecho, se podría afirmar que la llamada open del
ejemplo devolvería el canal 3 (primera entrada libre del proceso) si fuera el intérprete
de órdenes quien creara aquel proceso.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int fd, n;
char c;
if ((fd = open("Datafile.dat, O_RDONLY)) < 0)
error("Apertura del fichero");
/* Lee del fichero mientras haya información */
/* y escribe el contenido por la salida estándar */
while ((n=read(fd, &c, 1)) > 0)
write(1, &c, 1);
if (n<0)
error("Lectura del fichero");
close (fd);
}
Vamos a suponer que el ejemplo anterior está almacenado en un fichero ejecutable
llamado testprogram y que queremos ejecutarlo pero con la salida estándar
redireccionada hacia otro fichero llamado output.dat. Desde el intérprete de órdenes
habría que invocar la línea siguiente:
$ testprogram > output.dat
El símbolo > representa la redirección de la salida estándar del proceso hacia el
fichero indicado. Para realizar esta redirección desde el programa se podría hacer con
el código siguiente:
## Página 31
<!-- source-page: 31 -->
Introducción a la programación de Unix 31
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int st;
char s[80];
switch (fork())
{
case -1:
/* En Caso de error el proceso acaba */
error("Error del fork");
case 0:
/* Se cierra el canal estándar de salida */
close (1);
/* Se crea fichero que se asignará al dispositivo */
/* virtual 1 (stdin) que es el primero libre */
if (open("output.dat", O_WRONLY|O_CREAT, 0600) < 0)
error("Apertura del fichero");
/* A partir de este momento el stdout del nuevo */
/* proceso ya está redireccionado hacia el fichero */
/* Proceso hijo - Ejecuta testprogram */
execlp("testprogram "testprogram", (char *)0);
/* Si llega aquí, execlp ha fallado */
error("Ejecutando testprogram");
default:
/* Proceso padre - Espera fin hijo y acaba */
wait(&st);
exit(0);
}
}
En el programa anterior, para redireccionar la salida estándar del nuevo proceso se
procede de la forma siguiente:
## Página 32
<!-- source-page: 32 -->
Introducción a la programación de Unix 32
1. Se cierra (close) el canal de salida estándar (file descriptor 1) a fin de que
quede libre y, por lo tanto, se pueda asignar en el momento de hacer una
llamada open.
2. Con la llamada open se crea el fichero hacia al cual se quiere redireccionar la
salida estándar. Esta llamada buscará el primer canal (dispositivo virtual) libre
de la tabla de canales del proceso. El canal 1 se ha cerrado previamente y, por
lo tanto, será el primer canal libre. Así pues, a partir de este momento el canal
estándar de salida estará asociado al fichero output.dat y todo lo que se
escriba por la salida estándar del proceso (file descriptor 1), se escribirá sobre
este fichero.
3. Una vez redireccionada la salida estándar del nuevo proceso, se invoca la
llamada a sistema exec con el fichero testprogram como parámetro, con lo cual
el proceso cambiará su código por el código definido en el fichero. La llamada
exec no produce ninguna modificación en la tabla de canales del proceso y, por
lo tanto, el proceso leerá todo el fichero Datafile.dat y lo escribirá carácter a
carácter por su salida estándar que, en este caso, está redireccionada hacia el
fichero output.dat.
3.3 La tabla de ficheros abiertos y el puntero de
lectura/escritura
En el apartado anterior se ha explicado la manera de redireccionar la entrada/salida de
un proceso gracias a la existencia de los dispositivos virtuales y de un conjunto de
llamadas homogéneas. También se ha visto que la tabla de canales o dispositivos
virtuales se hereda entre padres e hijos, de manera tal que los canales abiertos en el
proceso padre también están abiertos y apuntando a los mismos dispositivos en el
proceso hijo.
Cada canal está asociado a un dispositivo o a un fichero a través de una entrada en
una tabla llamada tabla de ficheros abiertos. Esta tabla es global para todo el sistema
y, por lo tanto, es la misma para todos los procesos. Dentro de esta tabla de ficheros
abiertos se almacena, entre otras cosas, el puntero de lectura/escritura de los ficheros
abiertos.
El puntero de lectura/escritura indica la posición donde se hará la siguiente lectura o
escritura sobre el fichero correspondiente. En el momento de abrir un fichero, el
puntero de lectura/escritura se sitúa, por defecto, al inicio del fichero. A medida que se
lee o se escribe en un fichero, el puntero de lectura/escritura va avanzando
automáticamente tantas posiciones como bytes se hayan leído o se hayan escrito.
También se puede cambiar el puntero de lectura/escritura con un llamada a sistema
específica para este propósito (lseek).
Cada vez que se abre o se crea un fichero, además de ocupar una entrada de la tabla
de canales (file descriptors) del proceso correspondiente, también se ocupa una nueva
entrada de la tabla de ficheros abiertos que se asocia con el canal abierto. Dentro de
la entrada de la tabla de ficheros abiertos se guardará el puntero de lectura/escritura
situado al inicio del fichero abierto, a menos que se indique otra opción.
En la creación de procesos, el nuevo proceso no sólo hereda el contenido de la tabla
de canales del proceso padre, sino que sus canales abiertos apuntan también a las
mismas entradas de la tabla de ficheros abiertos que el padre. Por lo tanto, padre e
hijo compartirán el mismo puntero de lectura/escritura de los ficheros abiertos que el
hijo haya heredado en el momento de su creación.
## Página 33
<!-- source-page: 33 -->
Introducción a la programación de Unix 33
En ejemplo 4 y 5 de este capítulo se pueden ver dos programas que muestran la
diferencia entre compartir un fichero ya abierto entre proceso padre e hijo (ejemplo 4),
o abrir dos veces y de forma independiente el mismo fichero entre padre e hijo
(ejemplo 5).
En el ejemplo 4, el proceso padre abre un fichero antes de la creación del hijo (canal
source). Por lo tanto, cuando se crea el nuevo proceso, los dos procesos comparten el
mismo puntero de lectura/escritura.
Proceso padre Proceso hijo
open open
... tabla de canales tabla de canales ...
fork fork
source source
Tabla de ficheros abiertos
puntero de lectura/escritura
En la figura anterior se puede ver el estado de la tabla de canales de los dos procesos
y el estado de la tabla de ficheros abiertos después de la creación del proceso hijo. El
proceso hijo hereda la misma tabla de canales que el padre y cada canal heredado
apunta a la misma entrada compartida de la tabla de ficheros abiertos. Por esta razón,
los punteros de lectura/escritura de los ficheros heredados son compartidos entre
padre e hijo.
En el ejemplo 5, el proceso padre abre un fichero (canal source) después de haber
creado el proceso hijo. El proceso hijo abre también el mismo fichero. El resultado es
que los dos procesos acceden al mismo fichero con punteros de lectura/escritura
independientes:
Proceso padre Proceso hijo
fork tabla de canales tabla de canales fork
... ...
open Tabla de ficheros abiertos open
source source
puntero de lectura/escritura
(hijo)
puntero de lectura/escritura
(padre)
## Página 34
<!-- source-page: 34 -->
Introducción a la programación de Unix 34
En la figura anterior se puede ver el estado de la tabla de canales de los dos procesos y
el estado de la tabla de ficheros abiertos, después de la creación del proceso hijo y
después de que los dos procesos hayan abierto el mismo fichero de forma
independiente. En este caso, proceso padre e hijo tienen una entrada en la tabla de
ficheros abiertos diferente y, por lo tanto, no comparten el puntero de lectura/escritura
en el acceso al fichero.
## Página 35
<!-- source-page: 35 -->
Introducción a la programación de Unix 35
3.4 Llamadas a sistema de entrada/salida
En este apartado se presentan las siguientes llamadas relacionadas con la
entrada/salida y el sistema de ficheros:
· creat: crea un nuevo fichero
· open: abre un fichero
· close: cierra un canal (file descriptor)
· read: lee de un fichero
· write: escribe en un fichero
· lseek: sitúa el puntero de lectura/escritura
· dup: duplica un canal abierto
· unlink: borra una entrada (link) de un directorio
## Página 36
<!-- source-page: 36 -->
Introducción a la programación de Unix 36
3.4.1 creat
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
int creat(const char *path, mode_t mode);
Descripción
La llamada creat crea un nuevo fichero regular o rescribe un fichero existente.
Si el fichero existe, su longitud pasa a ser 0 y no se modifica su propietario. Si el
fichero no existe, el identificador del propietario del nuevo fichero será el identificador
de usuario efectivo del proceso que invoca la llamada y el identificador de grupo del
fichero será el identificador efectivo de grupo del proceso.
Los valores de los bits correspondientes a los permisos de acceso serán los indicados
en el parámetro mode y modificados según la máscara de creación (umask): se hará
una AND bit a bit con la máscara de creación complementada y, por lo tanto, todos los
bits con valor 1, en la máscara de creación del proceso, tomarán el valor 0 en la
máscara de permisos.
Si la llamada acaba correctamente, se devuelve un canal (file descriptor) de sólo
escritura con el puntero de lectura/escritura situado al inicio del fichero y el fichero
queda abierto para escritura, aunque el parámetro mode no lo permita.
Esta llamada es equivalente a:
open(path, O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, mode)
Parámetros
· path apunta al nombre completo del fichero.
· mode representa una máscara de bits que describe los permisos con que se
creará el fichero, una vez modificada según el valor de la máscara de creación
(umask).
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devuelve un valor entero no negativo que
corresponde al primer canal (file descriptor) libre disponible del proceso. De lo
contrario se devuelve el valor negativo -1, no se crea ni modifica ningún fichero y la
variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada creat fallará, entre otras razones, si:
· EACCES: el proceso no tiene permiso para buscar en uno de los componentes
directorio del nombre del fichero, el fichero no existe y el directorio donde se
## Página 37
<!-- source-page: 37 -->
Introducción a la programación de Unix 37
tiene que crear el nuevo fichero no permite escribir o el fichero existe pero no
se tienen permisos de escritura.
· EDQUOT: no se puede crear el fichero porque el usuario no dispone de más
cuota de espacio de bloques de disco o no dispone de más cuota de inodes en
el sistema de ficheros.
· EFAULT: el parámetro path apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada creat.
· EISDIR: existe un directorio con el mismo nombre que el fichero que se quiere
crear.
· EMFILE: el proceso tiene demasiados ficheros abiertos.
· ENOENT: algún componente directorio del parámetro path no existe o el
parámetro está vacío.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path no es un directorio.
## Página 38
<!-- source-page: 38 -->
Introducción a la programación de Unix 38
3.4.2 open
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
int open(const char *path, int oflag /* mode_t mode */...);
Descripción
La llamada open abre un fichero mediante el establecimiento de una conexión entre el
fichero (path) y un canal (file descriptor) del proceso.
Se crea una nueva entrada en la tabla de ficheros abiertos que representa al fichero
abierto y el nuevo canal (file descriptor) apunta a esta entrada.
Si la llamada acaba correctamente se devuelve un canal (file descriptor) con el puntero
de lectura/escritura situado al inicio del fichero. La modalidad de acceso del fichero se
establece según el valor del parámetro oflag. El parámetro mode sólo se utiliza si el
parámetro oflag incluye el valor O_CREAT.
El valor del parámetro oflag se construye con una OR bit a bit de todos los valores
incluidos como parámetros.
Parámetros
· path apunta al nombre completo de un fichero.
· oflag indicará la modalidad de acceso del fichero abierto y puede tomar, entre
otros, los siguientes valores:
o Tiene que tener siempre únicamente uno de estos tres valores:
O_RDONLY: fichero abierto sólo para lectura.
O_WRONLY: fichero abierto sólo para escritura
O_RDWR: fichero abierto para lectura y escritura.
o Puede utilizarse cualquier combinación de los siguientes valores:
O_APPEND: el puntero de lectura/escritura se situará al final del
fichero
O_CREAT: crea el fichero si no existe. Si se utiliza este valor hay
que añadir el parámetro mode a la llamada.
O_EXCL: si se incluyen los valores O_CREAT y O_EXCL, la
llamada open fallará si el fichero ya existe.
O_NONBLOCK o O_NDELAY: si se incluye alguno de estos dos
valores las lecturas (read) y escrituras (write) posteriores no
provocarán bloqueo. Si aparecen los dos valores O_NONBLOCK
tiene preferencia.
O_TRUNC: si el fichero existe, es un fichero regular y se abre con
O_RDWR o O_WRONLY, entonces su longitud pasa a ser 0. El
resultado de utilizar O_TRUNC con O_RDONLY no está definido.
· mode representa una máscara de bits que describe los permisos con que se
abrirá el fichero, una vez modificada según el valor de la máscara de creación
(umask).
## Página 39
<!-- source-page: 39 -->
Introducción a la programación de Unix 39
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devuelve un valor entero no negativo que
corresponde al primer canal (file descriptor) libre disponible del proceso. De lo
contrario se devuelve el valor negativo -1, no se crea ni modifica ningún fichero y la
variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada open fallará, entre otras razones, si:
· EACCES: el proceso no tiene permiso para buscar en uno de los componentes
directorio del nombre del fichero, o el fichero existe y los permisos
especificados por oflag no están permitidos, o el fichero no existe y no se
permite escribir en el directorio donde tiene que crearse, o se ha especificado
O_TRUNC y no se tienen permisos de escritura.
· EDQUOT: el fichero no existe, se ha especificado O_CREAT y no se puede
crear porque el usuario no dispone de más cuota de espacio de bloques de
disco, o no dispone de más cuota de inodes en el sistema de ficheros.
· EEXIST: se han incluido los valores O_CREAT y O_EXCL y el fichero ya
existe.
· EFAULT: el parámetro path apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada open.
· EISDIR: el fichero es un directorio y se intenta acceder con O_WRONLY o
O_RDWR.
· EMFILE: el proceso tiene demasiados ficheros abiertos.
· ENOENT: no se ha incluido el valor O_CREAT y el fichero no existe, o el valor
O_CREAT se ha incluido pero algún componente directorio del parámetro path
no existe o el parámetro está vacío.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path no es un directorio.
## Página 40
<!-- source-page: 40 -->
Introducción a la programación de Unix 40
3.4.3 close
Sintaxis
#include <unistd.h>
int close(int fildes);
Descripción
La llamada close cierra el canal (file descriptor) indicado en el parámetro fildes. Cerrar
el canal significa hacerlo disponible para que pueda ser asignado posteriormente por
otras llamadas como open.
Una vez cerrados todos los canales asociados a una pipe, los datos que todavía
pudieran estar en la pipe son eliminados. Una vez cerrados todos los canales
asociados a un fichero, si el número de enlaces (links) del fichero es cero, el espacio
ocupado por el fichero en el sistema de ficheros se libera y el fichero ya no será
accesible nuevamente.
En el momento que se cierran todos los canales asociados a una entrada de la tabla
de ficheros abiertos, esta entrada se liberará.
Parámetros
fildes indica el canal (file descriptor) que se quiere cerrar.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devuelve el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada close fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal (file descriptor) válido.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada close.
· EIO: se ha producido un error de entrada/salida mientras se leía o se escribía
en el sistema de ficheros.
## Página 41
<!-- source-page: 41 -->
Introducción a la programación de Unix 41
3.4.4 read
Sintaxis
#include <unistd.h>
ssize_t read(int fildes, void *buf, size_t nbyte);
Descripción
La llamada read lee de un fichero. La llamada read intenta leer el número de bytes
indicados en el parámetro nbyte del fichero asociado al canal abierto (file descriptor)
fildes. Los bytes leídos se almacenan en el buffer apuntado por el parámetro buf.
Si el parámetro nbyte es 0, la llamada devolverá el valor 0 y no tendrá ningún otro
efecto.
En los ficheros donde se permite situar (lseek) el puntero de lectura/escritura (por
ejemplo los ficheros regulares), la llamada read empezará la lectura en la posición
indicada por el desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al canal
fildes. Al final de la lectura, el desplazamiento del puntero de lectura/escritura del
fichero se incrementará el número de bytes que se hayan leído.
En los ficheros donde no se permite situar el puntero de lectura/escritura (por ejemplo
los terminales), la llamada read siempre leerá de la posición actual. En este caso el
desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al fichero estará indefinido.
Si se intenta leer del final de fichero (end-of-file) o más allá del final de fichero, no se
producirá ninguna lectura.
La lectura de una pipe vacía producirá los siguientes efectos:
· Si no hay ningún proceso que tenga la pipe abierta para escritura, la llamada
read devolverá el valor 0 para indicar final de fichero (end-of-file).
· Si algún proceso tiene la pipe abierta para escritura y el flag O_NDELAY de la
pipe está activo (open), la llamada read devolverá el valor 0.
· Si algún proceso tiene la pipe abierta para escritura y el flag O_NONBLOCK de
la pipe está activo (open), la llamada read devolverá el valor -1 y la variable
errno valdrá EAGAIN.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK de la pipe no están activos (open), la
llamada read se bloquea hasta que algún proceso escriba datos o hasta que
todos los procesos que la tienen abierta para escritura la cierren.
La lectura de un fichero asociado con un terminal que no tenga datos disponibles
producirá los siguientes efectos:
· Si el flag O_NDELAY del terminal está activo (open), la llamada read devolverá
el valor 0.
· Si el flag O_NONBLOCK del terminal está activo (open), la llamada read
devolverá el valor -1 y la variable errno valdrá EAGAIN.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK del terminal no están activos (open),
la llamada read se bloqueará hasta que haya datos disponibles.
## Página 42
<!-- source-page: 42 -->
Introducción a la programación de Unix 42
La llamada read lee datos que se han escrito previamente. Sin embargo, si se lee
alguna parte de un fichero anterior al final de fichero (end-of-file) que no ha sido nunca
escrita, read devolverá bytes con el valor 0. Esta situación puede pasar al situar
(lseek) el puntero de lectura/escritura más allá del final de fichero y escribir alguna
información. El espacio situado en medio devolverá, al ser leído, bytes con el valor 0
hasta que se escriba alguna cosa explícitamente.
Si la llamada acaba correctamente y el parámetro nbyte es mayor que 0, entonces
devolverá el número de bytes leídos. Este número nunca será superior al valor del
parámetro nbyte, pero sí que puede ser inferior si no hay tantos bytes disponibles para
ser leídos o la llamada ha sido interrumpida por un signal.
Si la llamada read es interrumpida por un signal antes de que haya leído nada,
retornará el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Si la llamada read es interrumpida por un signal después de haber leído alguna cosa,
devolverá el número de bytes leídos.
Parámetros
· fildes canal abierto asociado al fichero del cual se quiere leer.
· buf puntero a un espacio de memoria donde se guardarán los bytes leídos.
· nbyte número de bytes que se quieren leer.
Valor devuelto
Si la llamada read acaba correctamente, devolverá un valor no negativo que indicará el
número de bytes realmente leídos del fichero asociado con el canal (file descriptor)
fildes. Este número nunca será superior al valor del parámetro nbytes. De lo contrario
devolverá el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada read fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal abierto (file descriptor) válido para
lectura.
· EFAULT: el parámetro buf apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada read y no ha
habido ninguna lectura.
· EIO: se ha producido un error del dispositivo físico de entrada/salida.
## Página 43
<!-- source-page: 43 -->
Introducción a la programación de Unix 43
3.4.5 write
Sintaxis
#include <unistd.h>
ssize_t write(int fildes, const void *buf, size_t nbyte);
Descripción
La llamada write escribe en un fichero. La llamada write intenta escribir el número de
bytes indicados en el parámetro nbyte, que están almacenados en el buffer apuntado
por el parámetro buf, en el fichero asociado al canal abierto (file descriptor) fildes.
Si el parámetro nbyte es 0, la llamada devolverá el valor 0 y no tendrá ningún otro
efecto.
En los ficheros donde se permite situar (lseek) el puntero de lectura/escritura (por
ejemplo los ficheros regulares), la llamada write empezará la escritura en la posición
indicada por el desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al canal
fildes. Al final de la escritura, el desplazamiento del puntero de lectura/escritura del
fichero se incrementará el número de bytes que se hayan escrito.
En los ficheros donde no se permite situar el puntero de lectura/escritura (por ejemplo
los terminales), la llamada write siempre escribirá en la posición actual. En este caso el
desplazamiento del puntero de lectura/escritura asociado al fichero estará indefinido.
Si el flag O_APPEND (open) está activo, el puntero de lectura/escritura se situará al
final de fichero antes de cada escritura.
En caso de que no se puedan escribir el número de bytes indicado al parámetro nbyte,
porque no hay espacio disponible o se ha superado algún límite indicado por el
sistema, la llamada write sólo escribirá el número de bytes que sea posible y devolverá
este número.
Si la llamada write es interrumpida por un signal antes de que haya escrito nada,
retornará el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Si la llamada write es interrumpida por un signal después de haber escrito algo,
devolverá el número de bytes leídos.
La ejecución correcta de la llamada write sobre un fichero regular tendrá las siguientes
consecuencias:
· Si se hace uno lectura (read) de las posiciones del fichero modificadas por la
llamada write, devolverá los datos escritos por la llamada write en estas
posiciones.
· Si se hacen escrituras sobre posiciones previamente ya escritas, los valores de
la última escritura sustituirán los valores existentes.
Las escrituras en pipes tienen las mismas consecuencias que en los ficheros regulares
salvo las siguientes excepciones:
## Página 44
<!-- source-page: 44 -->
Introducción a la programación de Unix 44
· No hay ningún puntero de lectura/escritura asociado con la pipe y, por lo tanto,
todas las escrituras se añaden al final de la pipe.
· La escritura en una pipe es indivisible y, por lo tanto, garantiza que los datos de
ninguna otra escritura realizada por otros procesos, en la misma pipe, pueda
mezclarse con los datos escritos por la llamada write.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK de la pipe no están activos (open), la
llamada write puede bloquear al proceso (por ejemplo si la pipe está llena),
pero al final de la escritura habrá escrito todos los bytes indicados y, por lo
tanto, devolverá el valor nbyte.
· Si los flags O_NDELAY y O_NONBLOCK de la pipe están activos (open), la
llamada write no bloqueará nunca al proceso. Si la llamada puede escribir los
bytes indicados, devolverá nbyte. De lo contrario, si el flag O_NONBLOCK está
activo, devolverá el valor -1 y la variable errno valdrá EAGAIN, o si el flag
O_NDELAY está activo, devolverá el valor 0.
Parámetros
· fildes canal abierto asociado al fichero en el cual se quiere escribir.
· buf puntero a un espacio de memoria donde se guardan los bytes que se
quieren escribir.
· nbyte número de bytes que se quieren escribir.
Valor devuelto
Si la llamada write acaba correctamente devolverá un valor no negativo que indicará el
número de bytes realmente escritos en el fichero asociado con el canal (file descriptor)
fildes. Este número nunca será superior al valor del parámetro nbytes. De lo contrario
devolverá el valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada write fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal abierto (file descriptor) válido para
escritura.
· EDQUOT: la cuota de bloques de disco del usuario ha sido superada.
· EFAULT: el parámetro buf apunta a una dirección ilegal.
· EFBIG: se intenta escribir en un fichero que supera el tamaño máximo de
fichero permitida al proceso, o que supera el tamaño máximo de fichero del
sistema.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada write y no ha
habido ninguna escritura.
· EPIPE: se intenta escribir en una pipe que ya no está abierta para lectura por
ningún proceso. Un signal SIGPIPE se enviará al proceso al generarse este
error.
## Página 45
<!-- source-page: 45 -->
Introducción a la programación de Unix 45
3.4.6 lseek
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
off_t lseek(int fildes, off_t offset, int whence);
Descripción
La llamada lseek sitúa, en una posición determinada, el puntero de lectura/escritura
del fichero especificado por el canal (file descriptor) abierto fildes. La posición final del
puntero dependerá del valor de los parámetros offset y whence de la siguiente
manera:
· Si whence vale SEEK_SET, el puntero se sitúa a la posición del valor de offset.
· Si whence vale SEEK_CUR, el puntero se sitúa a la posición resultante de
sumar el valor offset con la posición actual del puntero.
· Si whence vale SEEK_END, el puntero se sitúa a la posición resultante de
sumar el valor offset al final del fichero.
La llamada lseek permite situar el puntero de lectura/escritura más allá del final del
fichero. Si se escribe en esta posición, las lecturas que se hagan en las posiciones
donde no hay datos devolverán el valor cero hasta que se escriba alguna cosa
diferente.
Parámetros
· fildes indica un canal (file descriptor) abierto de un fichero.
· offset indica el desplazamiento relativo que se quiere aplicar al puntero de
lectura/escritura.
· whence indica la posición a partir de la cual se añadirá el desplazamiento.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devolverá el offset resultante, medido en bytes,
del puntero de lectura/escritura respecto del origen del fichero. De lo contrario se
devolverá el valor negativo -1, el offset no se modificará y la variable errno indicará el
error que se ha producido.
Errores
La llamada lseek fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal (file descriptor) abierto.
· ENVAL: el parámetro whence no es SEEK_SET, SEEK_CUR o SEEK_END.
· ESPIPE: el parámetro fildes está asociado a una pipe.
## Página 46
<!-- source-page: 46 -->
Introducción a la programación de Unix 46
3.4.7 dup
Sintaxis
#include <unistd.h>
int dup(int fildes);
Descripción
La llamada dup devuelve un nuevo canal (file descriptor) que tiene las siguientes
características comunes con el canal indicado en el parámetro fildes:
· Mismo fichero abierto o pipe.
· Mismo puntero de lectura/escritura, es decir, los dos canales compartirán
un solo puntero.
· Misma modo de acceso (lectura, escritura o lectura/escritura).
Parámetros
fildes indica el canal (file descriptor) que se quiere duplicar.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente se devolverá un valor entero no negativo que
corresponderá al primer canal (file descriptor) libre disponible del proceso. De lo
contrario se devolverá el valor negativo -1 y la variable errno indicará el error que se
ha producido.
Errores
La llamada dup fallará, entre otras razones, si:
· EBADF: el parámetro fildes no es un canal (file descriptor) válido.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada dup.
· EMFILE: el proceso tiene demasiados ficheros abiertos.
## Página 47
<!-- source-page: 47 -->
Introducción a la programación de Unix 47
3.4.8 unlink
Sintaxis
#include <unistd.h>
int unlink(const char *path);
Descripción
La llamada unlink elimina un nombre (link) de un fichero y reduce el contador de
nombres (links) del fichero referenciado. Si el parámetro path representa un enlace
simbólico (symbolic link), la llamada borra el enlace simbólico pero no afecta al fichero
o al directorio apuntado por el enlace.
Si el contador de enlaces de un fichero llega a cero y ningún proceso tiene el fichero
abierto, entonces el espacio ocupado por el fichero se libera y el fichero ya no podrá
ser accesible nuevamente. Si algún proceso tiene el fichero abierto cuándo se borra el
último nombre (link), entonces los contenidos del fichero no se eliminarán hasta que
todos los procesos hayan cerrado el fichero.
Parámetros
path apunta al nombre completo de la entrada (link) que se quiere eliminar.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada unlink fallará, entre otras razones, si:
· EACCES: no está permitida la búsqueda en alguno de los componentes
directorio del path, no está permitida la escritura en el directorio que contiene el
nombre (link) que se quiere borrar, o el usuario no es el propietario del
directorio que contiene el nombre (link) ni es el propietario del fichero.
· EFAULT: el parámetro path apunta a una dirección ilegal.
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada unlink.
· ENOENT: no existe el nombre del fichero (link) o el parámetro path está vacío.
· ENOTDIR: algún componente del prefijo del parámetro path no es un directorio.
· EROFS: la entrada que se quiere borrar forma parte de un sistema de ficheros
de sólo lectura.
## Página 48
<!-- source-page: 48 -->
Introducción a la programación de Unix 48
3.5 Ejemplos de las llamadas de entrada/salida
3.5.1 Ejemplo 1
Este ejemplo copia, carácter a carácter, un fichero fuente en otro fichero destino. Los
nombres de los ficheros se pasan como parámetros del programa. El programa abre el
fichero fuente (open), crea el fichero destino (open) y va leyendo (read) del fichero
fuente carácter a carácter y lo va escribiendo (write) en el fichero destino.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char *argv[])
{
int source, dest, n;
char c;
if (argc != 3)
error("Número de argumentos erróneo");
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Apertura del fichero fuente");
/* Si el fichero destino existe, lo sobreescribe (O_TRUNC) */
/* Si el fichero destino no existe, lo crea (O_CREAT, 0600) */
if ((dest = open(argv[2], O_WRONLY|O_TRUNC|O_CREAT, 0600)) < 0)
error("Creación del fichero destino");
/* Lee del fichero fuente mientras haya información */
/* Escribe en el fichero destino todo el que ha leído */
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(dest, &c, 1) < 0)
error("Escritura en el fichero destino");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close (source);
close (dest);
}
## Página 49
<!-- source-page: 49 -->
Introducción a la programación de Unix 49
3.5.2 Ejemplo 2
Este ejemplo muestra la creación de un fichero temporal que no aparece en el sistema
de ficheros mientras es utilizado. Para crearlo se utiliza la llamada a sistema creat e
inmediatamente después se borra el nombre del fichero (unlink). A partir de este
momento, el fichero sigue existiendo pero sin acceso por parte de ningún otro proceso.
En el momento que el proceso cierra el canal abierto asociado al fichero (close), el
fichero desaparece físicamente del sistema de ficheros.
#include <fcntl.h>
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int fildes;
/* Crea el fichero temp.dat con permisos para el propietario */
if ((fildes = creat("temp.dat", 0700)) < 0)
error("Error en la creación del fichero");
/* Se borra el nombre (link) del fichero creado */
if (unlink("temp.dat") < 0)
error("Error borrando el nombre (link) del fichero");
/* A partir de este momento, el fichero sólo es */
/* accesible mediante el canal fildes de este proceso */
/* ... */
/* Una vez cerrado el canal fildes, el fichero desaparece */
close(fildes);
exit(0);
}
## Página 50
<!-- source-page: 50 -->
Introducción a la programación de Unix 50
3.5.3 Ejemplo 3
Este ejemplo escribe el contenido de un fichero en sentido inverso, es decir el primer
carácter de un fichero (source) pasa a ser el último carácter de otro fichero (dest). Abre
el fichero origen (source) pasado como primer parámetro (open) y crea el fichero
destino (dest) pasado como segundo parámetro (open). Lee el fichero origen (read) en
orden inverso (lseek) y escribe los datos leídos (write) en el fichero destino.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <unistd.h> /* definiciones de SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char*argv[])
{
int source, dest;
long index;
char c;
if (argc != 3)
error("Argumentos insuficientes");
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
if ((dest = open(argv[2], O_WRONLY|O_TRUNC|O_CREAT, 0600)) < 0)
error("Crear el fichero destino");
/* Se lee el fichero origen desde el final hacia el inicio */
/* Se calcula el tamaño del fichero con el valor de retorno */
/* de lseek que posiciona el puntero al final del fichero */
if ((index = lseek(source, 0, SEEK_END)) < 0)
error("Cálculo tamaño fichero con lseek");
index--;
while (index >= 0) {
if (lseek(source, index, SEEK_SET) < 0)
error("Posición con lseek");
if (read(source, &c, 1) < 0)
error("Lectura del fichero origen");
if (write(dest, &c, 1) < 0)
error("Escritura del fichero destino");
index--;
}
close(source);
close(dest);
}
## Página 51
<!-- source-page: 51 -->
Introducción a la programación de Unix 51
3.5.4 Ejemplo 4
Este ejemplo muestra la compartición del puntero de lectura/escritura entre un proceso
padre y su proceso hijo que ha heredado la tabla de canales (file descriptors) del
padre. El proceso padre abre el fichero (open) antes de crear al proceso hijo, crea
(fork) al proceso hijo que hereda la tabla de canales y, por lo tanto, comparte el
puntero de lectura/escritura asociado al canal del fichero. Los dos procesos van
leyendo (read) del fichero y escribiendo (write) por la salida estándar hasta llegar al
final de fichero. La salida mostrará el fichero una sola vez gracias a la compartición del
puntero de lectura/escritura.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char*argv[])
{
int source, n, st;
char c;
if (argc != 2) error("Faltan argumentos");
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
switch (fork())
{
case -1: /* en Caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0: /* Proceso hijo - lee del fichero y escribe */
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
exit(0);
default: /* Proceso padre - lee del fichero y escribe */
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
wait(&st);
exit(0);
}
}
## Página 52
<!-- source-page: 52 -->
Introducción a la programación de Unix 52
3.5.5 Ejemplo 5
Si cogemos el mismo código que en el ejemplo 5 pero movemos la apertura (open) del
fichero y la ponemos después de la creación (fork) del proceso hijo, entonces tanto el
proceso padre como el proceso hijo escribirán el fichero completo y, por lo tanto, el
contenido aparecerá dos veces. En este programa el hijo no ha heredado el canal
abierto del fichero y, por lo tanto, cada proceso crea su propio canal con su propia
entrada en la tabla de ficheros y con punteros de lectura/escritura independientes para
cada proceso.
#include <fcntl.h> /* definiciones O_RDONLY, O_WRONLY ... */
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main(int argc, char*argv[])
{
int source, n, st;
char c;
if (argc != 2) error("Faltan argumentos");
switch (fork())
{
case -1: /* En caso de error el proceso acaba */
error("Fork");
case 0: /* Proceso hijo - abre, lee y escribe */
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
exit(0);
default: /* Proceso padre - abre, lee y escribe */
if ((source = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0)
error("Abrir el fichero origen");
while ((n=read(source, &c, 1)) > 0)
if (write(1, &c, 1) < 0)
error("Escritura salida estándar");
if (n<0)
error("Lectura del fichero fuente");
close(source);
wait(&st);
exit(0);
}
}
## Página 53
<!-- source-page: 53 -->
Introducción a la programación de Unix 53
4 La comunicación y sincronización entre procesos
Todos los sistemas operativos que permiten la ejecución concurrente de procesos es
indispensable que ofrezcan herramientas de comunicación y sincronización. Unix
ofrece diversos mecanismos de comunicación y sincronización y en este capítulo
presentaremos dos: los signals y las pipes. Los signals son señales que permiten
notificar un acontecimiento concreto, pero que no incluyen contenido aparte de la
propia señal. Las pipes, en cambio, permiten enviar mensajes con cualquier tipo de
contenido entre procesos que mantengan una relación de parentesco (padre/hijo).
4.1 Los signals
Los signals son señales asíncronas que pueden ser enviadas a los procesos por las
siguientes causas:
- Un error en la ejecución del proceso: por ejemplo ejecutar una instrucción ilegal
(signal SIGILL), intentar acceder a una dirección de memoria inválida (signal
SIGSEGV) ...
- Un aviso del sistema operativo sobre algún recurso relacionado con el proceso:
indicación de un cambio en el estado de algún hijo (signal SIGCHLD), aviso de
escribir en una pipe que no tiene lectores (signal SIGPIPE) ...
- Un aviso de otro proceso o del mismo proceso por algún acontecimiento que el
proceso considera adecuado: señal de la alarma del propio proceso (signal
SIGALRM), señal de algún acontecimiento definido por el propio proceso o
conjunto de procesos (signal SIGUSR1) ... Este envío explícito de signals entre
procesos se hace mediante la llamada a sistema kill.
Cada proceso puede programar su respuesta a cada uno de los signals. La acción a
tomar al recibir un signal determinado dependerá de esta programación y se pueden
programar las siguientes acciones:
- Acción por defecto (SIG_DFL): en la mayoría de los signals la acción por
defecto será la muerte del proceso que recibe el signal. Esta acción es la que
se toma si el proceso no ha heredado ninguna otra programación, ni ha
programado el signal.
- Ignorar el signal (SIG_IGN): en este caso el signal no llegará al proceso y, por
lo tanto, no se tomará ninguna acción.
- Programar una rutina de servicio del signal (signal handler): en el momento de
recibir el signal, la ejecución del proceso se interrumpirá y se ejecutará la rutina
de servicio programada. Una vez acabada la ejecución de la rutina de servicio
se volverá a la ejecución del proceso en el punto donde se había interrumpido.
Esta manera de actuar se asimila a la gestión de interrupciones. Algunas
versiones de Unix reprograman los signals en la acción por defecto una vez se
sirve un signal. Por esta razón, es conveniente reprogramar nuevamente el
signal dentro de la rutina de servicio.
Algunos signals no son reprogramables y, al recibirlos, siempre se toma la acción por
defecto: por ejemplo el signal SIGKILL (siempre mata el proceso) y el signal SIGSTOP
(siempre detiene el proceso). Una excepción es el signal SIGCHLD que por defecto se
ignora.
La programación de los signals se hereda (después de un fork) de padres a hijos. En
caso de que un proceso haga un cambio de imagen (llamada a sistema exec) sólo se
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Introducción a la programación de Unix 54
mantendrán los signals programados para ser ignorados (SIG_IGN) o para tomar la
acción por defecto (SIG_DFL). En cambio los signals que se han programado con una
rutina de servicio (signal handler) pasarán a la programación por defecto, ya que con
la nueva imagen desaparecerá la rutina de servicio programada. La programación de
los signals se realiza con la llamada a sistema del mismo nombre (signal).
A continuación se muestra la ejecución de un proceso que recibe un signal
programado (con la llamada a sistema signal) con una rutina de servicio. En el
momento que el signal llega, se interrumpe la ejecución del código del proceso y se
ejecuta la rutina de servicio. Una vez la rutina de servicio acaba, se vuelve al punto de
ejecución donde se había interrumpido previamente:
El proceso programa el signal
signal (...)
Rutina de servicio
Llega un signal
Tabla de signals según el estándar POSIX:
Señal Significado de la señal Número
SIGABRT Fin anormal de un proceso 6
SIGALRM Señal producida por la alarma del proceso 14
SIGFPE Excepción aritmética 8
SIGHUP Corte de comunicación con la línea (terminal, módem ...) 1
SIGILL Instrucción ilegal 4
SIGINT Interrupción producida desde el terminal (combinación de teclas) 2
SIGQUIT Fin producido desde el terminal (combinación de teclas) 3
SIGKILL Matar el proceso (no se puede programar ni ignorar) 9
SIGPIPE Se ha escrito en una pipe sin lectores 13
SIGSEGV Acceso a memoria inválido 11
SIGTERM Señal de fin de un proceso 15
SIGUSR1 Signal 1 definido por el usuario 10
SIGUSR2 Signal 2 definido por el usuario 12
SIGCHLD El estado de un hijo ha cambiado 17
SIGCONT Señal de continuación si el proceso está parado (stop) 18
SIGSTOP Señal de stop (no es puede programar ni ignorar) 19
SIGTSTP Señal de stop producido desde el terminal (combinación de teclas) 20
SIGTTIN Proceso en segundo plano que intenta leer del terminal 21
SIGTTOU Proceso en segundo plano que intenta escribir en el terminal 22
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Introducción a la programación de Unix 55
Todos los signals del 1 al 15 provocan, por defecto, la muerte del proceso. Hace falta
destacar que el signal SIGKILL no se puede programar ni ignorar y se utiliza para
matar definitivamente a los procesos.
Los signals 17 a 22 se ofrecerán sólo en el caso que el control de trabajos (job control)
esté definido en la versión del sistema. Por defecto SIGCHLD se ignora, en cambio
SICONT provoca la continuación de un proceso parado y el resto (SIGSTOP,
SIGTSTP, SIGTTIN, SIGTTOU) provocan el paro del proceso que los recibe.
4.2 Las pipes
Las pipes son dispositivos lógicos que permiten la comunicación entre procesos con
una relación de parentesco entre ellos, es decir, entre procesos que compartan este
dispositivo por herencia. Las pipes son canales unidireccionales de comunicación y, al
ser creadas (llamada a sistema pipe), devuelven dos file descriptors dentro de la tabla
de canales del proceso, uno para lectura y otro para escritura:
int p[2];
...
/* Se crea una pipe y se reciben los dos canales: */
/* el de lectura y el de escritura (p[0] y p[1]) */
if (pipe(p) < 0) error("Creación pipe");
...
En el código anterior el proceso crea un pipe que es accesible a través de los canales
(file descriptors) p[0] y p[1]. El canal p[0] es de lectura y el canal p[1] es de escritura.
Para poder utilizar la pipe para comunicarse con otro proceso, hace falta que los dos
procesos la compartan en sus respectivas tablas de canales. Por esta razón, es
necesario que el proceso que ha creado la pipe cree un nuevo proceso que herede los
canales de la pipe, con el fin que pueda comunicarse con el proceso creador.
En la próxima figura se muestran dos procesos (padre e hijo) que se comunican
mediante una pipe. El proceso padre crea la pipe (llamada a sistema pipe) y acto
seguido crea el proceso hijo (fork).
Después de la creación de la pipe, en la tabla de canales del proceso padre aparecen
dos nuevas entradas, p[0] y p[1], que corresponden a los canales de lectura y de escritura de
la pipe. De momento, sin embargo, la pipe sólo la puede utilizar el proceso que la ha creado,
ya que la pipe sólo existe en su tabla de canales. Después de la creación del nuevo proceso, el
proceso hijo dispone de una tabla de canales idéntica a la del padre y, por lo tanto, comparte
los dos canales de acceso a la pipe. A partir de este momento, padre e hijo podrán
comunicarse mediante la misma pipe. En el ejemplo presentado el hijo escribe un mensaje en
la pipe mediante su canal de escritura en la pipe p[1]. Este mensaje es leído por el padre
mediante su canal de lectura de la pipe p[0].
Con el fin de poder aprovechar todas las características de las pipes, como se explica en el
texto que sigue, los procesos tendrían que cerrar los canales que no utilicen antes de iniciar la
comunicación. En el ejemplo presentado, el proceso padre sólo utilizará el canal de lectura de
la pipe (p[0]) y, por lo tanto, cerrará su canal de escritura (p[1]). Por su parte, el proceso hijo
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Introducción a la programación de Unix 56
sólo utilizará el canal de escritura de la pipe (p[1]) y, por lo tanto, cerrará su canal de lectura
(p[0]).
proceso padre proceso hijo
El proceso padre crea la pipe
pipe (p) pipe (p)
El proceso padre crea a un nuevo proceso
fork() fork()
p[0] pipe p[1] Punto de inicio del proceso hijo
read(p[0], ...) write(p[1], ...)
Tabla de canales Tabla de canales
p[0] p[0]
p[1] p[1]
El código presentado a continuación muestra las acciones que harán padre e hijo para
poder comunicarse mediante una pipe según el esquema anterior.
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int p[2];
int st;
char buff[20];
/* Se crea una pipe y se reciben los dos canales: */
/* el de lectura y el de escritura (p[0] y p[1]) */
if (pipe(p) < 0) error("Creación pipe");
switch (fork())
{
case -1: error("Fork 1");
case 0: /* Proceso hijo */
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Introducción a la programación de Unix 57
/* Cierra el canal de la pipe que no utiliza */
close(p[0]);
/* Escribe un mensaje a la pipe, la cierra y acaba */
write(p[1],"Hola\n", 5);
close(p[1]);
exit(0);
default: /* Proceso padre */
break;
}
/* El padre cierra el canal de la pipe que no utiliza */
close(p[1]);
/* Lee el mensaje de la pipe y lo escribe por stdout */
read(p[0], buff, 5);
write(1, buff, 5);
/* Espera que acabe el hijo y finaliza su ejecución */
wait(&st);
exit(0);
}
La lectura de una pipe provoca el bloqueo del proceso que intenta leer hasta que la
pipe disponga del total de bytes que se quieren leer. Asimismo, la escritura de una
pipe escribe el mensaje y retorna inmediatamente a menos que la pipe esté llena. En
este caso, el proceso que intenta escribir quedará bloqueado hasta que haya espacio
suficiente en la pipe para escribir todo el mensaje. Éste es el comportamiento habitual
de las pipes en lectura y escritura, siempre y cuando haya algún proceso que tenga
abierto algún canal de lectura y algún canal de escritura sobre la pipe. De lo contrario,
el comportamiento es bastante diferente:
- Si no hay ningún proceso que tenga un canal de escritura abierto de una pipe,
es decir, si ya no es posible que nadie escriba nunca más nada en la pipe,
entonces la lectura de la pipe nunca bloqueará el proceso y retornará
inmediatamente con el número de bytes leídos disponibles en la pipe. Y si la
pipe está vacía la lectura devolverá 0 bytes leídos.
- Si no hay ningún proceso que tenga un canal de lectura abierto de una pipe, es
decir, si ya no es posible que nadie lea nunca más nada de la pipe, entonces
un intento de escritura sobre la pipe provocará que el proceso reciba un signal
SIGPIPE y que no se escriba nada en la pipe. El signal SIGPIPE avisará, al
proceso que intenta escribir, de que ya no es posible que ningún proceso lea
de la pipe.
Este comportamiento especial de las pipes que no disponen de los dos canales (el de
escritura y el de lectura) permite un control detallado del final de la comunicación entre
los procesos implicados. Por esta razón es muy importante que siempre se cierren
todos los canales que no se utilicen de las pipes. De lo contrario la finalización de
alguno de los procesos, que se comunican con la pipe, no sería detectado por el otro
proceso y provocaría un bloqueo permanente del proceso, ya sea en el intento de leer
de una pipe vacía o en el intento de escribir en una pipe llena.
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Introducción a la programación de Unix 58
4.3 Llamadas a sistema de comunicación y sincronización
entre procesos
En este apartado se presentan las siguientes llamadas relacionadas con la
comunicación y sincronización entre procesos:
· pipe: crea una pipe de comunicación y devuelve los canales (file
descriptors) de lectura y escritura
· signal: programa la acción que se tomará al llegar un determinado signal
· kill: envía un signal a un proceso o a un grupo de procesos
· alarm: programa el reloj del proceso para que le envíe un signal SIGALRM
al cabo de un cierto tiempo
· pause: bloquea al proceso hasta que llega un signal
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Introducción a la programación de Unix 59
4.3.1 pipe
Sintaxis
#include <unistd.h>
int pipe(int fildes[2]);
Descripción
La llamada pipe crea una mecanismo de comunicación entre procesos llamado pipe y
devuelve dos canales abiertos (file descriptors) que corresponderán al canal de lectura
sobre la pipe (fildes[0]) y al canal de escritura sobre la pipe (fildes[1]).
La lectura de la pipe por el canal fildes[0] accede a los datos escritos en la pipe por el
canal fildes[1] siguiendo una estructura FIFO (first-in-first-out).
Parámetros
fildes se una tabla donde la llamada devolverá los dos canales (file descriptors) de
acceso a la pipe.
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1 y la variable errno indicará el error que se ha producido.
Errores
La llamada pipe fallará si:
· EMFILE: el número de canales abiertos supera el máximo permitido al proceso.
· ENFILE: no hay espacio para una nueva entrada en la tabla de ficheros.
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Introducción a la programación de Unix 60
4.3.2 signal
Sintaxis
#include <signal.h>
void (*signal (int sig, void (*disp)(int)))(int);
Descripción
Esta llamada permite programar la acción que tomará el proceso ante el recibimiento
de un signal. Los signals se pueden programar de tres formas diferentes:
· SIG_DFL: se tomará la acción por defecto definida para el signal indicado en el
parámetro sig.
· SIG_IGN: se ignorará la llegada del signal indicado en el parámetro sig.
· La dirección de la rutina de servicio (signal handler): cada vez que llegue un
signal del tipo definido en el parámetro sig se ejecutará la rutina de servicio
indicada.
El sistema garantiza que si se envía más de un signal del mismo tipo a un proceso, el
proceso recibirá al menos uno de estos signals. No se garantiza, sin embargo, la
recepción de cada uno de los signals enviados.
Parámetros
· sig indica el signal que se quiere programar y no puede valer ni SIGKILL ni
SIGSTOP.
· disp indica la programación del signal que puede ser SIG_DFL, SIG_IGN o la
dirección de la rutina de servicio del signal (signal handler).
Valor devuelto
Si la llamada signal acaba correctamente, devolverá la programación previa del signal
correspondiente. De lo contrario devolverá SIG_ERR y la variable errno indicará el
error que se ha producido.
Errores
La llamada signal fallará si:
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada signal.
· EINVAL: el valor del parámetro sig no es un valor de signal válido o es igual a
SIGKILL o SIGSTOP.
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Introducción a la programación de Unix 61
4.3.3 kill
Sintaxis
#include <sys/types.h>
#include <signal.h>
int kill(pid_t pid, int sig);
Descripción
La llamada kill envía un signal a un proceso o a un grupo de procesos (process group).
El proceso o el grupo de procesos se especifica en el parámetro pid y el signal enviado
se especifica en el parámetro sig. Si el parámetro sig vale 0 (null signal), entonces la
llamada kill verifica la validez del identificador indicado en el pid pero no se envía
ningún signal.
El identificador de usuario real o efectivo (real o effective user ID) del proceso que
envía el signal tiene que coincidir con el identificador real del proceso que recibe el
signal, excepto en el caso que el proceso que envía el signal pertenezca al super-user.
Si el parámetro pid es mayor que 0, el signal se enviará al proceso que tenga este
identificador.
Si el parámetro pid es negativo y diferente de -1, el signal se enviará a todos los
procesos que pertenezcan al grupo con identificador igual al valor absoluto de pid y
para los cuales se tenga permiso para enviar un signal.
Si el parámetro pid vale 0, el signal se enviará a todos los procesos que pertenezcan
al mismo grupo que el proceso que envía el signal.
Si el parámetro pid vale -1 y el usuario efectivo (effective user) del proceso que envía
el signal no es super-user, entonces el signal se enviará a todos los procesos que
tengan un identificador de usuario real (real user ID) igual al identificador de usuario
efectivo (effective user ID) del proceso que envía el signal.
Si el parámetro pid vale -1 y el usuario efectivo (effective user) del proceso que envía
el signal es super-user, entonces el signal se enviará a todos los procesos
El sistema garantiza que si es se envía más de un signal del mismo tipo a un proceso,
el proceso recibirá al menos uno de estos signals. No se garantiza, sin embargo, la
recepción de cada uno de los signals enviados.
Parámetros
· pid indica el identificador del proceso o del grupo de procesos (process group)
a quien se quiere enviar el signal.
· sig indica el signal que se quiere enviar.
## Página 62
<!-- source-page: 62 -->
Introducción a la programación de Unix 62
Valor devuelto
Si la llamada acaba correctamente devolverá el valor 0. De lo contrario devolverá el
valor -1, no se envíará ningún signal y la variable errno indicará el error que se ha
producido.
Errores
La llamada kill fallará si:
· EINVAL: el valor del parámetro sig no es un valor de signal válido.
· EPERM: si no se tienen permisos para enviar un signal a un determinado
proceso.
· ESRCH: no existe ningún proceso ni ningún grupo de procesos (process group)
con el identificador indicado en el parámetro pid.
## Página 63
<!-- source-page: 63 -->
Introducción a la programación de Unix 63
4.3.4 alarm
Sintaxis
#include <unistd.h>
unsigned int alarm(unsigned int sec);
Descripción
La llamada alarm programa el reloj del proceso que la invoca con el fin de que envíe al
propio proceso un signal SIGALRM, después de un determinado número de segundos
especificados en el parámetro sec.
Las peticiones hechas con la llamada alarm por un mismo proceso no se acumulan,
sino que una nueva llamada anula el anterior.
Si el parámetro sec vale 0, se cancela cualquier petición de alarma hecha
previamente.
La llamada fork anula en el hijo la programación de la alarma que tenga el proceso
padre. En cambio la llamada exec mantiene la alarma que se haya programado antes
de su invocación.
Parámetros
sec indica el número de segundos a partir de los cuales se enviará un signal SIGALRM
al proceso que ha invocado la llamada.
Valor devuelto
La llamada alarm devuelve el tiempo que todavía falta para que llegue la próximo
alarma del proceso.
Errores
No hay ningún error definido.
## Página 64
<!-- source-page: 64 -->
Introducción a la programación de Unix 64
4.3.5 pause
Sintaxis
#include <unistd.h>
int pause(void);
Descripción
La llamada pause suspende la ejecución del proceso que la ha invocado hasta que el
proceso recibe un signal que no haya sido programado para ser ignorado.
Si el signal provoca la finalización del proceso, entonces la llamada pause ya no
retorna.
Valor devuelto
La llamada pause siempre devuelve error con el valor -1 y la variable errno indicará el
error que se ha producido.
Errores
La llamada pause fallará si:
· EINTR: ha llegado un signal durante la ejecución de la llamada pause.
## Página 65
<!-- source-page: 65 -->
Introducción a la programación de Unix 65
4.4 Ejemplos de las llamadas de comunicación y
sincronización entre procesos
4.4.1 Ejemplo 1
Este ejemplo muestra la programación (signal) de una alarma (alarm) que se envía al
proceso cada 3 segundos. El proceso se bloquea (pause) y espera la llegada de la
alarma.
#include <signal.h>
#define TIEMPO 3
/* Rutina de atención del SIGALRM */
void rutina_alarma(int foo)
{
char s[20];
/* Redefine la programación del signal SIGLARM */
signal(SIGALRM, rutina_alarma);
/* Escribe un mensaje cada vez que llega la alarma */
write(1, "Alarma 3 segundos\n", strlen("Alarma 3 segundos \n"));
/* Solicita un signal SIGLARM de aquí a TIEMPO segundos */
alarm(TIEMPO);
}
main()
{
/* Define la programación del signal SIGALRM) */
signal(SIGALRM, rutina_alarma);
/* Solicita un SIGLARM de aquí a TIEMPO segundos */
alarm(TIEMPO);
/* Bucle infinito a la espera de la alarma*/
while(1)
{
/* Bloquea al proceso hasta que llega el signal */
pause();
}
}
## Página 66
<!-- source-page: 66 -->
Introducción a la programación de Unix 66
4.4.2 Ejemplo 2
Este ejemplo muestra la creación (fork) de dos procesos hijos que se comunican con
una pipe. El proceso padre crea la pipe (pipe) y acto seguido crea (fork) al primer
proceso hijo. Este primer proceso hijo hereda la pipe del padre, redirecciona (close y
dup) su salida estándar hacia la pipe y cierra (close) los canales que no utiliza de la
pipe. Acto seguido ejecuta (exec) el fichero ejecutable ls. El padre crea (fork) el
segundo proceso hijo. El segundo proceso hijo hereda la pipe del padre, redirecciona
(close y dup) su entrada estándar hacia la pipe, cierra (close) los canales que no utiliza
de la pipe y ejecuta (exec) el fichero ejecutable grep. El padre cierra (close) los
canales de la pipe que no utiliza, espera (wait) la finalización de los dos hijos y acaba
(exit). La ejecución de los dos hijos equivale a la orden:
ls -l /urs/bin | grep cat
#include <errno.h>
void error(char *m)
{
/* Escribe los errores por el canal estándar de errores (2) */
write(2, m, strlen(m));
write(2, "\n", 1);
write(2, strerror(errno), strlen(strerror(errno)));
exit(1);
}
main()
{
int p[2];
int st1, st2;
/* Se crea una pipe y se reciben los dos canales: */
/* el de lectura y el de escritura (p[0] y p[1]) */
if (pipe(p) < 0) error("Creación pipe");
switch (fork())
{
case -1: error("Fork 1");
case 0: /* Hijo 1 - Redirecciona, cierra y ejecuta */
/* Redirecciona salida estándar hacia la pipe */
close(1); dup(p[1]);
/* Cierra los canales de la pipe que no utiliza */
close(p[0]); close(p[1]);
/* Carga el código de ls con dos parámetreos */
execlp("ls","ls","-l",/usr/bin", (char *)0);
error("Ejecución ls ");
default: /* Proceso padre */
break;
}
## Página 67
<!-- source-page: 67 -->
Introducción a la programación de Unix 67
switch (fork())
{
case -1: error("Fork 2");
case 0: /* Hijo 2 - Redirecciona, cierra y ejecuta */
/* Redirecciona entrada estándar hacia la pipe */
close(0); dup(p[0]);
/* Cierra los canales de la pipe que no utiliza */
close(p[0]); close(p[1]);
/* Carga el código de grep con un parámetro */
execlp("grep", "grep", "cat", (char *)0);
error("Ejecución grep");
default: /* Proceso padre */
break;
}
/* El padre cierra los canales que no utiliza */
close(p[0]); close(p[1]);
/* Espera que acaben los dos hijos */
wait(&st1);
wait(&st2);
/* Finaliza su ejecución */
exit(0);
}
Si alguno de los procesos no cerrara los canales de la pipe que no utiliza la finalización
de los procesos no sería correcta. Por ejemplo, si el padre no cierra los dos canales de
la pipe antes de esperar la finalización de los hijos, provocará que el proceso grep se
quede bloqueado indefinidamente leyendo (read) de su entrada estándar una vez se
haya acabado el proceso ls. Consecuentemente el proceso padre tampoco acabará
porque se quedará bloqueado esperando (wait) la finalización de su segundo hijo.
## Página 68
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Introducción a la programación de Unix 68
5 Bibliografía
· Manual en línea de Unix: orden man.
· Kernighan, Brian W. y Pike, Rob. El entorno de programación UNIX. Prentice-
Hall Hispanoamericana. México, 1987.
· Robbins, Kay A. y Robbins, Steven. UNIX programación práctica. Prentice-Hall
Hispanoamericana. México, 1997.
· Stevens W.Richard. Advanced Programming in the Unix Environment. Reading,
Mass.: Addison-Wesley, 2001.