守护进程的编写

 守护进程的编程规则

在不同Unix环境下，守护进程的具体编程细节并不一致。但所幸的是，守护进程的编程原则其实都一样，区别仅在于具体的实现细节不同，这个原则就是要满足守护进程的特性。编程规则如下：

1、在后台运行

为避免挂起控制终端，要将daemon放入后台执行，其方法是，在进程中调用fork使父进程终止，让daemon在子进程中后台执行。具体就是调用f o r k ，然后使父进程e x i t 。这样做实现了下面几点：
第一，如果该精灵进程是由一条简单s h e l l 命令起动的，那么使父进程终止使得s h e l l 认为这条命令已经执行完成。
第二，子进程继承了父进程的进程组I D ，但具有一个新的进程I D ，这就保证了子进程不是一个进程组的首进程。这对于下面就要做的s e t s i d 调用是必要的前提条件。

2、脱离控制终端，登录会话和进程组

登录会话可以包含多个进程组，这些进程组共享一个控制终端，这个控制终端通常是创建进程的登录终端、控制终端，登录会话和进程组通常是从父进程继承下来的。我们的目的就是要摆脱它们，使之不受它们的影响。

其方法是在第一点的基础上，调用setsid（）使进程成为会话组长：

需要说明的是，当进程是会话组长时，setsid（）调用会失败，但第一点已经保证进程不是会话组长。setsid（）调用成功后，进程成为新的会话组长和新的进程组长，并与原来的登录会话和进程组脱离，由于会话过程对控制终端的独占性，进程同时与控制终端脱离。
具体是操作就是：
（a ）成为新对话期的首进程
（b ）成为一个新进程组的首进程
（c ）没有控制终端。

3、禁止进程重新打开控制终端

现在，进程已经成为无终端的会话组长，但它可以重新申请打开一个控制终端。可以通过使进程不再成为会话组长来禁止进程重新打开控制终端：

4、关闭打开的文件描述符

进程从创建它的父进程那里继承了打开的文件描述符。如不关闭，将会浪费系统资源，造成进程所在地文件系统无法卸下以及无法预料的错误。一般来说，必要的是关闭0、1、2三个文件描述符，即标准输入、标准输出、标准错误。因为我们一般希望守护进程自己有一套信息输出、输入的体系，而不是把所有的东西都发送到终端屏幕上。调用fclose（）；

5、改变当前工作目录

将当前工作目录更改为根目录。从父进程继承过来的当前工作目录可能在一个装配的文件系统中。因为精灵进程通常在系统再引导之前是一直存在的，所以如果精灵进程的当前工作目录在一个装配文件系统中，那么该文件系统就不能被拆卸。

另外，某些精灵进程可能会把当前工作目录更改到某个指定位置，在此位置做它们的工作。例如，行式打印机假脱机精灵进程常常将其工作目录更改到它们的s p o o l 目录上。
可以调用chdir（“目录”）；

6、重设文件创建掩码

将文件方式创建屏蔽字设置为0 。由继承得来的文件方式创建屏蔽字可能会拒绝设置某些许可权。例如，若精灵进程要创建一个组可读、写的文件，而继承的文件方式创建屏蔽字，屏蔽了这两种许可权，则所要求的组可读、写就不能起作用。

7、处理SIGCHLD 信号

处理SIGCHLD信号并不是必需的。但对于某些进程，特别是服务器进程往往在请求到来时生产子进程出来请求。如果父进程不等待子进程结束，子进程将成为僵尸进程，(zombie)而仍占用系统资源。如果父进程等待子进程结束，将增加父进程的负担，影响服务器进程的并发性能。在系统V下可以简单的将 SIGCHLD信号的操作设为SIG-IGN:

signal(SIGCHLD,SIG_IGN);

这样，内核在子进程结束时不会产生僵尸进程，这一点与BSD4不同，在BSD4下必须显示等 待子进程结束才能释放僵尸进程。

实例（选自APUE）

#include "apue.h"
#include <syslog.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/resource.h>

void
daemonize(const char *cmd)
{
    int                 i, fd0, fd1, fd2;
    pid_t               pid;
    struct rlimit       rl;
    struct sigaction    sa;
    /*
     * Clear file creation mask.
     */
    umask(0);

    /*
     * Get maximum number of file descriptors.
     */
    if (getrlimit(RLIMIT_NOFILE, &rl) < 0)
        err_quit("%s: can't get file limit", cmd);

    /*
     * Become a session leader to lose controlling TTY.
     */
    if ((pid = fork()) < 0)
        err_quit("%s: can't fork", cmd);
    else if (pid != 0) /* parent */
        exit(0);
    setsid();

    /*
     * Ensure future opens won't allocate controlling TTYs.
     */
    sa.sa_handler = SIG_IGN;
    sigemptyset(&sa.sa_mask);
    sa.sa_flags = 0;
    if (sigaction(SIGHUP, &sa, NULL) < 0)
        err_quit("%s: can't ignore SIGHUP");
    if ((pid = fork()) < 0)
        err_quit("%s: can't fork", cmd);
    else if (pid != 0) /* parent */
        exit(0);

    /*
     * Change the current working directory to the root so
     * we won't prevent file systems from being unmounted.
     */
    if (chdir("/") < 0)
        err_quit("%s: can't change directory to /");

    /*
     * Close all open file descriptors.
     */
    if (rl.rlim_max == RLIM_INFINITY)
        rl.rlim_max = 1024;
    for (i = 0; i < rl.rlim_max; i++)
        close(i);

    /*
     * Attach file descriptors 0, 1, and 2 to /dev/null.
     */
    fd0 = open("/dev/null", O_RDWR);
    fd1 = dup(0);
    fd2 = dup(0);

    /*
     * Initialize the log file.
     */
    openlog(cmd, LOG_CONS, LOG_DAEMON);
    if (fd0 != 0 || fd1 != 1 || fd2 != 2) {
        syslog(LOG_ERR, "unexpected file descriptors %d %d %d",
          fd0, fd1, fd2);
        exit(1);
    }
}

关于二次fork的解释（代码中的红体部分）：

对于SVR4，一个session leader调用open()打开一个(伪)终端设备，如果这个终端不是其它会话的控制终端，而open()时又未指定O_NOCTTY，则这个终端成为当前会话的控制终端。第二次fork()后，孙子进程将确保不是session leader。于是以后不会再有任何控制终端，彻底脱离。

必须在第二次fork()之前显式忽略SIGHUP信号。孙子进程将继承子进程所设置的信号句柄。Stevens是这样解释的，当session leader终止时，系统会向该session中所有进程分发SIGHUP信号。即这里的子进程终止时，系统会向孙子进程分发SIGHHUP信号。

APUE 10.2中提到，当session leader终止时，系统会向该session前台进程组中所有进程分发SIGHUP信号。我的疑问是，如果某session没有控制终端，也就没有所谓前台进程组，当session leader终止时，系统会向该session中所有进程分发SIGHUP信号吗。UNP 12.4的例子正是这种情形，可是Stevens没有在其它地方进一步阐述，也永远不可能得到他本人的解释了。可能不同的shell会有不同的处理。


----------------------------补充：
简单的说，守护进程的编写步骤如下：
1. 后台运行（调用 fork ，终止父进程，运行子进程）。
2. 脱离控制终端（调用 setsid ，为防止重新获得控制终端，可以再次 fork ，终止父进程，保留子进程。这样非 session leader 无法获得控制终端）。
3. 关闭不必要的从父进程继承而来的已打开的描述字（0、1、2 重定向到 /dev/null）。
4. 改变当前工作目录为根目录（调用 chdir ，这样做可以防止进程处在可装卸的文件系统而造成该文件系统无法卸载）。
5. 设置文件创建掩码为 0 。（调用 umask）
6. 必要的话，打开日志功能（调用 openlog）



守护进程单实例运行


可以利用文件锁（记录锁）来实现守护进程的单实例运行。守护进程创建一个文件，锁定该文件，写入进程号。例子如下。返回1代表守护进程已经运行，返回0代表守护进程首次启动。

#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <fcntl.h>
#include <syslog.h>
#include <string.h>
#include <errno.h>
#include <stdio.h>
#include <sys/stat.h>

#define LOCKFILE "/var/run/daemon.pid"
#define LOCKMODE (S_IRUSR|S_IWUSR|S_IRGRP|S_IROTH)

extern int lockfile(int);

int
already_running(void)
{
    int     fd;
    char    buf[16];

    fd = open(LOCKFILE, O_RDWR|O_CREAT, LOCKMODE);
    if (fd < 0) {
        syslog(LOG_ERR, "can't open %s: %s", LOCKFILE, strerror(errno));
        exit(1);
    }
    if (lockfile(fd) < 0) {
        if (errno == EACCES || errno == EAGAIN) {
            close(fd);
            return(1);
        }
        syslog(LOG_ERR, "can't lock %s: %s", LOCKFILE, strerror(errno));
        exit(1);
    }
    ftruncate(fd, 0);
    sprintf(buf, "%ld", (long)getpid());
    write(fd, buf, strlen(buf)+1);
    return(0);
}