Description des normes¶

(D'après POSIX.1). La routine vfork() a le même effet que fork(2), sauf que le comportement est indéfini si le processus créé par vfork() effectue l'une des actions suivantes avant d'appeler avec succès _exit(2) ou une routine de la famille exec(3) : modification d'une donnée autre que la variable de type pid_t stockant le retour de vfork(), revenir de la fonction dans laquelle vfork() a été invoqué, appel d'une autre fonction.

Description de l'implémentation Linux¶

vfork(), tout comme fork(2), crée un processus enfant à partir du processus appelant. Pour plus de détails sur les valeurs renvoyées et les erreurs possibles, consultez fork(2).

vfork() est conçu comme un cas particulier de clone(2). Il sert à créer un nouveau processus sans effectuer de copie de la table des pages mémoire du processus parent. Cela peut être utile dans des applications nécessitant une grande rapidité d'exécution, si l'enfant doit invoquer immédiatement un appel execve(2).

vfork() diffère de fork(2) en ce que le thread appelant reste suspendu jusqu'à ce que l'enfant se termine (soit normalement, en appelant _exit(2), soit de façon anormale après l'envoi d'un signal fatal) ou qu'il appelle execve(2). Jusqu'à ce point, l'enfant partage toute la mémoire avec son parent, y compris la pile. Le processus enfant ne doit pas revenir de la fonction en cours, ni appeler exit(3) (ce qui aurait pour effet d'appeler les gestionnaires de sortie établis par le processus parent et de vider les tampons stdio(3) du parent), mais appeler à _exit(2).

Comme avec fork(2), le processus enfant créé par vfork() hérite des copies de plusieurs attributs du processus appelant (par exemple les descripteurs de fichiers, les dispositions des signaux et le répertoire de travail actuel) ; l'appel vfork() diffère seulement par le traitement de l'espace d'adressage virtuel, comme décrit ci-dessus.

Les signaux pour le processus parent sont délivrés après que l'enfant libère la mémoire du parent (c'est-à-dire après que l'enfant se termine ou qu'il appelle execve(2)).

Description historique¶

Sous Linux, fork(2) est implémenté en utilisant un mécanisme de copie en écriture, ainsi ses seuls coûts sont le temps et la mémoire nécessaire pour dupliquer la table des pages mémoire du processus parent, et créer une seulestructure de tâche pour l'enfant. Toutefois, jadis fork(2) nécessitait malheureusement une copie complète de l'espace de données du parent, souvent inutilement, car un appel exec(3) est souvent réalisé immédiatement par l'enfant. Pour améliorer les performances, BSD a introduit un appel système vfork() qui ne copie pas l'espace d'adressage du parent, mais emprunte au parent son espace d'adressage et son fil de contrôle jusqu'à un appel à execve(2) ou qu'une sortie survienne. Le processus parent était suspendu tant que l'enfant utilisait les ressources. L'utilisation de vfork() était loin d'être facile, car, pour éviter de modifier les données du processus parent, il fallait être capable de déterminer quelles variables se trouvaient dans des registres du processeur.

Mises en garde¶

Le processus enfant devrait veiller à ne pas modifier la mémoire d'une manière inattendue, dans la mesure où les modifications seront vues par le processus parent une fois que l'enfant s'est achevé ou exécute un autre programme. À cet égard, les gestionnaires de signaux peuvent être particulièrement problématiques : si un gestionnaire de signal qui est invoqué dans l'enfant d'un vfork() modifie la mémoire, ces modifications peuvent aboutir à une inconsistance de l'état du processus du point de vue du processus parent (par exemple, les modifications de la mémoire pourraient être visibles dans le parent, mais pas les modifications de l'état des descripteurs de fichiers ouverts).

Lorsque vfork() est appelé dans un processus multithreadé, seul le thread appelant est suspendu jusqu'à ce que l'enfant s'achève ou exécute un nouveau programme. Cela signifie que l'enfant partage un espace d'adresses avec un autre code en cours d'exécution. Cela peut être dangereux si un autre thread dans le processus parent modifie son identifiant (avec setuid(2) ou une autre commande similaire), dans la mesure où il y a alors deux processus avec différents niveaux de privilèges exécutés dans le même espace d'adresses. Comme exemple de risque, imaginez qu'un programme multithreadé exécuté en tant que superutilisateur crée un enfant avec vfork(). Après le vfork(), un thread dans le processus parent transfère le processus à un utilisateur non privilégié afin d'exécuter du code non sûr (par exemple, peut-être au moyen d'un greffon ouvert avec dlopen(3)). Dans ce cas, des attaques sont possibles où le processus parent utilise mmap(2) pour projeter en mémoire du code qui sera exécuté par le processus enfant privilégié.

Notes pour Linux¶

Les gestionnaires enregistrés avec pthread_atfork(3) ne sont pas appelés lorsqu'un programme multithreadé utilisant la bibliothèque de threads NPTL appelle vfork(). En revanche ces gestionnaires sont appelés si le programme utilise la bibliothèque LinuxThreads. (Consultez pthreads(7) pour une description des bibliothèques de threads pour Linux.)

Un appel à vfork() est équivalent à appeler clone(2) avec flags valant :

 CLONE_VM | CLONE_VFORK | SIGCHLD

Historique¶

L'appel système vfork() est apparu dans 3.0BSD. Dans 4.4BSD, il est devenu synonyme de fork(2), mais NetBSD l'a réintroduit à nouveau (consultez http://www.netbsd.org/Documentation/kernel/vfork.html ). Sous Linux, il a été l'équivalent de fork(2) jusqu'à Linux 2.2.0-pre-6. Depuis Linux 2.2.0-pre-9 (sur i386, un peu plus tard sur d'autres architectures), il s'agit d'un appel système indépendant. La prise en charge a été introduite dans la glibc 2.0.112.