去。这个时候，原来shell的进程就是getenv进程的父进程。envp的参数是从父进程中取得的。现在你知道上一节中为什么有那两个带p的函数了？
上一回做的ssh这个外壳的命令是带不了参数的。因为咱们的程序不知道要去读参数。这回不妨做一个能读参数的试试
#include #define SP 0 #define NOSP 1
void getarg( char *argv[] , char *p ); //取得各个参数 int main() {
static char prompt[64]=> ;
char command[256], *argv[256], *p; int st;
fprintf( stderr , %s , prompt );
while( (p=gets(command))!=NULL ) {
getarg( argv , p ); if( fork()==0 ) {
if( execv(argv[0],argv)==(-1) ) exit(1); } else {
wait( &st );
fprintf( stderr , %s , prompt); } }
return 0; }
void getarg( char *argv[] , char *p ) {
int i , sp_flag ;
sp_flag=SP; //SP代表空格，NOSP代表非空格的意思 for( i=0 ; *p!='\\0' ; p++ ) {
if( sp_flag==SP && *p!=' ' )
//如果现在状态是读过空格，但现在这个字母是非空格 //那很显然，读到一个新的参数 {
argv[i]=p; i++;
sp_flag=NOSP; }
if( *p==' ' ) {
*p='\\0'; sp_flag=SP; } }
argv[i]=(char *)0; }
这篇文章东西说得比较少。给大家出个问题吧：
看到了吧。C能做的事情很多。谁说C不支持多进程？那是因为DOS。呵呵
上回做的ssh，必须输入绝对路径才能执行。现在要求，咱们做一个只输入命令以及参数，程序自动在$PATH里定义的各路径查找这个命令。找到就执行，找不到就报错的外壳出来试试？有做出来的，请贴程序。
2003-7-27 关于进程状态的一些补足：
众所周知，UNIX是一个多用户多任务的操作系统。所谓多任务，就是指在同一个时间内，看上去有许多任务在同时执行。这一点是与DOS不同的。所以Turbo C下找不到fork()函数。当然。大家知道，实际上CPU同一个时间只能处理一件事。它是在轮流执行这些进程，由于速度很快。所以看起来像是所有进程在一起跑。同样，一个进程，它有使用CPU的时候，也有等待使用CPU的时候。这就决定了进程的几种状态。 进程大致可以分为“执行中”，“准备执行”，“睡眠中”三种状态。 执行中：进程在占用CPU。
准备执行：想要使用CPU，但是CPU被别的进程占用中，所以等待CPU空闲。 睡眠中：等待事件发生的进程。比方说，等待输入输出结束的进程。
我们用fork()生成一个新的进程，或者用exec函数组覆盖当前进程后。当这个子进程结束的时候要给父进程送去一个信号（signal，后述），然后转为zombie状态。zombie状态是指一个进程已经结束，所占内存空间等等已经返还给系统，但是在系统的进程列表中仍然存在的这么一个状态。当父进程执行wait()后，子进程才真正完全结束。如果父进程先一步结束了，那么由init代替父进程。所以，wait()不只是等待子进程结束。它还有上面所说的这个任务。 我们写个程序来看一下：
/* zombie */ #include int main() { int st;
if( fork()==0 ) {
exit(1); //子进程生成后直接结束 }
else {
sleep( 300 ); //休眠300秒 wait( &st );
printf(Return code=%d\\n,i); }
return 0; }
编译后执行 %./zombie &
这个时候，程序在后台运行 %ps -ef | grep zombie
看一下，是不是有一个进程处在zombie状态？
第四章：文件系统
UNIX所管理的机器一般是大型机而不是PC。所管理的硬盘一般也非常大。所以一般分成几个区，每个区都有其单独的文件系统。比方说你能大概能找到这样的一些文件 /dev/sd/c0t0d0s0 /dev/sd/c0t0d0s1 ... ...
当UNIX启动的时候，分区被挂装(mount)并统一成一个树状的文件系统 分区的物理构造咱们暂且放在一边，先写个程序，读一下分区信息试试。
/* ndf.c 计算参数所指定的分区的剩余空间比率 */ #include #include #include
int main(int argc , char *argv[]) {
struct statvfs buf[1]; sync();
if( statvfs(argv[1],buf)!=0 ) {
fprintf(stderr , Cannot read super block !\\n); exit(1); }
fprintf(stderr , %4.1f %% free\\n,
(float)buf[0].f_bfree / buf[0].f_blocks*100 ); return 0; }
编译执行： %./ndf / 49.8 % free
这里用了一个statvfs函数。其具体如下： #include #include
int statvfs( char *path , struct statvfs *buf ); 返回值： 成功时： 0 失败时： -1
还有一个sync()函数。用来更新分区的super block； void sync();
UNIX系统为了加快处理速度，将分区的super block信息读到内存中保存。sync()函数就是把在内存中保存的super block信息再写回到硬盘上去。
UNIX系统使用好几种文件系统。有S5，ufs，VxFS等等。虽然这些文件系统的构造非常不同，但一通百通，咱们在这几篇贴子里只讨论一下比较容易理解，而且“经典的”S5文件系统。（别的我也不会。呵呵） S5: 文件名最长14字节，构造简单
ufs: 文件名最长255字节，BSD所用的文件系统。
VxFS: Veritas Softwave公司开发的文件系统。出现错误时可以快速恢复。由于这种文件系统保证文件在硬盘上连续存放，所以处理速度很快。
现在说一下S5分区的构造
一个分区包含如下四部分（按顺序）： [ boot block ] [ super block ] [ i node block ] [ data block ]
boot block :
这个部分在分区的最开始处，用来存放引导程序。就算是不能引导的分区一样有boot block，这个时候这部分就没有用了。不过一般这部分也不大。大多数只有512或者1024字节。
super block :
super block在boot block之后，用来存放这个分区全体的管理信息。上面那个ndf.c就是读的这部分所存储的信息。里边存放了i node block的大小，free block数组等等。根据这些信息可以得知data block的开始位置。 i node block :
i node是index node的缩写。i node block就是存放i node的部分 UNIX把一切都看成是个文件。包括目录以及设备等等的所有的文件都有一个i node号，作为这个文件的管理信息。文件本身存在于数据区，但是i node号存在i node block里。主要包含文件的模式，链接数，文件所有者，文件大小，在硬盘上的位置，最后读写时
间，最后更新时间等信息。
为了加快存储速度，系统会把一定数量的i node存至内存。UNIX系统不一样，存多少也就不一样。 data block :
这部分就是存放数据本身的了。这部分被分成一定大小的块，如同DOS的扇区一样。一般大小是1024字节，分到4096的也有。
解说到这里，我们再来写个程序。打开一个目录，然后把这个目录下所有的文件的i node号及文件名输出来。
/* nls.c */ #include
#define DIRSIZ 14
int main( int argc , char *argv[] ) {
struct dir {
int i_no;
char f_name; };
struct dir dir_data[1]; FILE *fp;
fp=fopen(argv[1],r);
while( fscanf(fp,%i%s,&(dir_data[0].i_no),dir_data[0].f_name)!=EOF ) {
printf(%i %s\\n , dir_data[0].i_no , dir_data[0].f_name ); }
fclose(fp); return 0; }
%./nls / ... ... 2048 usr 2049 home ... ...
别忘了，在UNIX下，目录也当成文件。 最近，为了使目录的格式变得通用而不再依赖于操作系统，程序中大多使用统一的格式。这种情况下，我们最好就不直接用fopen()打开目录，而使用opendir()，readdir()等函数比较好。重写一下上面的程序。
/* nls2.c */ #include
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