第 34 章进程组、会话与作业控制 (Process Groups, Sessions, and Job Control)

核心结论

进程组 = 共享 PGID 的进程集合；会话 = 进程组集合；会话和进程组都是抽象概念，支持 shell 作业控制；登录 shell 是 session leader（控制进程）。
会话共享一个控制终端（/dev/tty）；session leader 是 controlling process；终端断开 → kernel 发 SIGHUP 给 controlling process。
前台进程组独占终端 I/O：终端信号（SIGINT/SIGQUIT/SIGTSTP）发到前台进程组所有成员；后台进程组读终端 → SIGTTIN，写终端（TOSTOP）→ SIGTTOU。
setpgid(pid, pgid) 改进程组：pid=0 → 调用者；pgid=0 → 同 PID；限制——pid 必须是自身或子；不能改已 exec 子；不能改 session leader；同 session 内才能改。
setsid() 创建新会话：调用进程成为 session leader + process group leader；失去控制终端；进程组 leader 调 setsid 失败 EPERM。
tcgetpgrp/tcsetpgrp 管理前台进程组：shell 用它们切换 job 前后台；要求 fd 指向控制终端。
SIGHUP 链反应：终端断开 → kernel 给 controlling process 发 SIGHUP；shell 收到后给所有 jobs 发 SIGHUP；controlling process 终止 → kernel 给前台进程组发 SIGHUP + SIGCONT。
孤儿进程组（orphaned）：组内无成员的父进程在同会话的另一个进程组中；变成孤儿且有 stopped 成员时 → kernel 发 SIGHUP + SIGCONT 给所有成员。

本章主旨

本章深入 UNIX 进程的两级层次结构——进程组与会话——以及它们如何支持 shell 作业控制。读者应掌握：进程组与会话的定义与关系、PGID/SID 的获取与设置（getpgrp/setpgid/getsid/setsid）、控制终端的建立与去除、session leader 与 controlling process 的角色、前台/后台进程组与终端 I/O 仲裁、SIGHUP 链反应机制（terminal disconnect → controlling process → 所有 jobs → 前台进程组）、orphan process group 与 SIGHUP+SIGCONT、作业控制信号（SIGTSTP/SIGTTIN/SIGTTOU/SIGCONT）、正确处理 SIGTSTP 的 5 步模式（reset DFL → raise SIGTSTP → unblock → reblock → reestablish handler）。这是写 shell、终端应用（vi/less）、daemon 化的基础。

一、核心概念

本章围绕 6 个核心概念展开：先讲进程组与会话的两级层次，再到控制终端与前台/后台进程组、SIGHUP 链反应、作业控制信号、孤儿进程组。

概念	定义 + 重要性	实现提示
进程组与会话的两级层次	进程组：共享 PGID 的进程集合（job）；会话：进程组集合；session leader 通过 setsid 创建会话并成为首个进程组；进程组 leader 的 PID = PGID；fork 继承父的 PGID/SID；新会话无控制终端。	§34.1；图 34-1 展示 shell + find + wc + sort + uniq 的层次；查询 /proc/PID/stat 看 PGID/SID。
setpgid(pid, pgid) 改进程组	pid=0 → 调用者；pgid=0 → 同 PID；限制：pid 必须是自身或子（ESRCH）；不能改已 exec 子（EACCES）；不能改 session leader（EPERM）；同 session 内才能改（EPERM）。	§34.2；shell 同时 fork 父与子调 setpgid——避免 race（任意一端先 exec 都失败）；父忽略 EACCES。
setsid() 创建新会话	调用者成为 session leader + process group leader；失去控制终端；进程组 leader 调 setsid 失败 EPERM；典型模式——fork 后父 _exit，子 setsid（避免是进程组 leader）。	§34.3；daemon 化第 37 章用 setsid；/dev/tty open 验证无控制终端（ENXIO）。
控制终端与前台/后台进程组	session leader 打开未控制的终端 → 成为 controlling terminal + controlling process；tcgetpgrp/tcsetpgrp 查询/设置前台进程组；只前台能读终端；后台读 → SIGTTIN（默认 stop）；后台写（TOSTOP）→ SIGTTOU。	§34.4-§34.5；TIOCNOTTY ioctl 去除控制终端；TIOCSCTTY 显式建立（BSD 风格）；ctermid 返回 "/dev/tty"。
SIGHUP 链反应	终端断开 → kernel SIGHUP 给 controlling process；shell 收 SIGHUP → 给所有 jobs 发 SIGHUP；controlling process 终止 → kernel 给前台进程组发 SIGHUP（+SIGCONT 在 Linux）；nohup 命令 → 免疫 SIGHUP。	§34.6；catch_SIGHUP.c 演示；disc_SIGHUP.c 验证 controlling process 终止后前台进程组也收 SIGHUP；controlling process 不终止 → 不发。
作业控制信号与孤儿进程组	作业控制信号：SIGTSTP（suspend）/SIGCONT（resume）/SIGTTIN（后台读）/SIGTTOU（后台写）；正确处理 SIGTSTP 5 步（DFL → raise → unblock → reblock → reestablish）；孤儿进程组有 stopped 成员 → SIGHUP+SIGCONT。	§34.7；job_mon.c 演示管道作业；handling_SIGTSTP.c 正确 handler；orphaned_pgrp_SIGHUP.c 验证 SIGHUP+SIGCONT；orphan 进程组 SIGTTIN/SIGTTOU → read/write EIO。

概念

定义 + 重要性

实现提示

进程组与会话的两级层次

进程组：共享 PGID 的进程集合（job）；会话：进程组集合；session leader 通过 setsid 创建会话并成为首个进程组；进程组 leader 的 PID = PGID；fork 继承父的 PGID/SID；新会话无控制终端。

§34.1；图 34-1 展示 shell + find + wc + sort + uniq 的层次；查询 /proc/PID/stat 看 PGID/SID。

setpgid(pid, pgid) 改进程组

pid=0 → 调用者；pgid=0 → 同 PID；限制：pid 必须是自身或子（ESRCH）；不能改已 exec 子（EACCES）；不能改 session leader（EPERM）；同 session 内才能改（EPERM）。

§34.2；shell 同时 fork 父与子调 setpgid——避免 race（任意一端先 exec 都失败）；父忽略 EACCES。

setsid() 创建新会话

调用者成为 session leader + process group leader；失去控制终端；进程组 leader 调 setsid 失败 EPERM；典型模式——fork 后父 _exit，子 setsid（避免是进程组 leader）。

§34.3；daemon 化第 37 章用 setsid；/dev/tty open 验证无控制终端（ENXIO）。

控制终端与前台/后台进程组

session leader 打开未控制的终端 → 成为 controlling terminal + controlling process；tcgetpgrp/tcsetpgrp 查询/设置前台进程组；只前台能读终端；后台读 → SIGTTIN（默认 stop）；后台写（TOSTOP）→ SIGTTOU。

§34.4-§34.5；TIOCNOTTY ioctl 去除控制终端；TIOCSCTTY 显式建立（BSD 风格）；ctermid 返回 "/dev/tty"。

SIGHUP 链反应

终端断开 → kernel SIGHUP 给 controlling process；shell 收 SIGHUP → 给所有 jobs 发 SIGHUP；controlling process 终止 → kernel 给前台进程组发 SIGHUP（+SIGCONT 在 Linux）；nohup 命令 → 免疫 SIGHUP。

§34.6；catch_SIGHUP.c 演示；disc_SIGHUP.c 验证 controlling process 终止后前台进程组也收 SIGHUP；controlling process 不终止 → 不发。

作业控制信号与孤儿进程组

作业控制信号：SIGTSTP（suspend）/SIGCONT（resume）/SIGTTIN（后台读）/SIGTTOU（后台写）；正确处理 SIGTSTP 5 步（DFL → raise → unblock → reblock → reestablish）；孤儿进程组有 stopped 成员 → SIGHUP+SIGCONT。

§34.7；job_mon.c 演示管道作业；handling_SIGTSTP.c 正确 handler；orphaned_pgrp_SIGHUP.c 验证 SIGHUP+SIGCONT；orphan 进程组 SIGTTIN/SIGTTOU → read/write EIO。

二、详细笔记

34.1 进程组与会话概述

What：进程组 = 共享 PGID 的进程集合（job 概念同义）；会话 = 进程组集合；两级层次支持 shell 作业控制。

Why：理解进程组与会话是写 shell、终端应用、daemon 化的基础；它们定义了进程间的「作业」关系和信号/终端 I/O 仲裁。

How：

进程组（§34.1）：

每个进程有 PGID；进程组 leader PID = PGID。
生命周期：leader 创建 → 最后成员离开（终止或加入其他组）。
新进程继承父的 PGID。
可用 killpg(pgid, sig) 或 kill(-pgid, sig) 发信号到整个进程组。

会话（§34.1）：

每个进程有 SID；session leader PID = SID。
所有 session 内进程共享一个控制终端。
session leader 首次打开未控制终端 → 建立控制终端 + 成为 controlling process。
一个终端最多是一个会话的控制终端。
新进程继承父的 SID。

shell 作业控制流程（§34.1）：

登录 shell = session leader + controlling process + 自己进程组的唯一成员。
shell 启动每个命令/pipeline → 创建新进程组（job）。
& 后缀 → 后台进程组；否则 → 前台进程组。
终端信号（SIGINT/SIGQUIT/SIGTSTP）→ 前台进程组所有成员。

前台 vs 后台进程组（§34.5）：

前台进程组：可自由读写终端；可接收终端信号。
后台进程组：默认可写（除非 TOSTOP）；读 → SIGTTIN；写（TOSTOP）→ SIGTTOU。
只有一个前台进程组——tcsetpgrp 切换。

When：写 shell、终端应用、daemon、监控脚本；理解为何后台进程不能读终端。

Example：

# 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章
$ echo $$                    # PID of shell (SID, PGID)
400
$ find / 2>/dev/null | wc -l &    # background job (PGID 658)
$ sort < longlist | uniq -c       # foreground job (PGID 660)
# Session 400: shell (PGID 400), find/wc (PGID 658), sort/uniq (PGID 660)

34.2 进程组 setpgid/getpgrp

What：setpgid(pid, pgid) 改进程组；getpgrp() 取调用者 PGID。

Why：shell 用 setpgid 创建 job；fork 后父与子都要调——避免 race。

How：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章
#include <unistd.h>
pid_t getpgrp(void);                    /* 调用者 PGID */
int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);     /* 返回 0 或 -1 */
pid_t getpgid(pid_t pid);               /* SUSv3 BSD 风格（Linux/glibc 支持） */

setpgid 参数：

pid=0 → 调用者；pgid=0 → 与 pid 相同（创建新进程组）。
setpgid(0, 0) ≡ setpgid(getpid(), getpid()) ≡ setpgid(getpid(), 0)。

setpgid 限制（违反返回错误）：

pid 必须是自身或子（ESRCH）。
调用进程、pid 指定进程、目标进程组必须在同 session（EPERM）。
pid 不能是 session leader（EPERM）。
pid 已 exec 的子不能改（EACCES）。

shell fork 后双调模式（§34.2）：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章 — Listing 34-1
childPid = fork();
switch (childPid) {
case 0: /* Child */
    if (setpgid(0, pipelinePgid) == -1) /* Handle error */
        /* exec */
default: /* Parent (shell) */
    if (setpgid(childPid, pipelinePgid) == -1 && errno != EACCES)
        /* Handle error */
    /* other things */
}

要点：

双调——父与子都 setpgid 同一值。
父忽略 EACCES（可能子已 exec 改了 PGID；正常情况下成功）。
race：父可能先调（子未 fork 完）→ ESRCH；子可能先 exec → EACCES。

When：写 job-control shell；fork 后立即调整子进程组。

Example：见上述 Listing 34-1。

34.3 setsid() 创建新会话

What：setsid() 创建新会话；调用者成为 session leader + process group leader；失去控制终端。

Why：daemon 化（脱离控制终端）；隔离进程组与会话。

How：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章
#include <unistd.h>
pid_t setsid(void);    /* 返回新 SID 或 -1 */

行为：

调用者 PID = PGID = SID（同时成为两个 leader）。
失去控制终端（断开任何现有连接）。
失败条件：调用者是进程组 leader → EPERM。
PID 不被重用——kernel 保证新 PID 不匹配任何现有 PGID/SID（即使旧 leader 已退出）。

典型模式（§34.3）：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章 — Listing 34-2
// 摘自 pgsjc/t_setsid.c
if (fork() != 0)
    _exit(EXIT_SUCCESS);    /* 父退出，确保子不是进程组 leader */
if (setsid() == -1)
    errExit("setsid");
/* 子现在是新 session leader + 进程组 leader */
if (open("/dev/tty", O_RDWR) == -1)   /* 验证无控制终端 */
    errExit("open /dev/tty");          /* ENXIO */

getsid（§34.3）：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章
pid_t getsid(pid_t pid);  /* pid=0 → 调用者；HP-UX 限制同 session */

When：daemon 化（详见第 37 章）；创建完全独立的进程组。

Example：见上述 Listing 34-2。

34.4 控制终端与 controlling process

What：每个会话可有 1 个控制终端；session leader 首次打开终端（非 O_NOCTTY）→ 建立控制终端 + 成为 controlling process。

Why：理解控制终端是理解 SIGHUP、终端信号、TIOCNOTTY 的基础。

How：

建立与去除（§34.4）：

session leader open 终端（无 O_NOCTTY）→ 控制终端 + controlling process。
TIOCNOTTY ioctl（Linux）→ 去除进程关联控制终端。
TIOCSCTTY ioctl（BSD 风格，Linux 也支持）→ 显式建立控制终端。
/dev/tty open → 获取控制终端 fd（无控制终端时 ENXIO）。
tcgetsid(fd) → 返回控制终端关联的 SID。

继承与 exec（§34.4）：

控制终端跨 fork 继承。
控制终端跨 exec 保留。
一旦失去 → 不能再次获得（除非新 session leader）。

ctermid（§34.4）：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章
#include <stdio.h>
char *ctermid(char *ttyname);  /* 返回 "/dev/tty" */

L_ctermid 常量定义 buffer 大小。
ttyname 非 NULL → 写入 buffer；NULL → 返回静态 buffer（非 reentrant）。

When：写终端应用；daemon 化前去除控制终端。

Example：见上述 Listing 34-2。

34.5 前台/后台进程组与 tcgetpgrp/tcsetpgrp

What：每个终端有前台进程组；tcgetpgrp/tcsetpgrp 查询/设置；只前台能读终端。

Why：shell 用这些 API 实现 job 前后台切换；后台 job 不会抢终端输入。

How：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章
#include <unistd.h>
pid_t tcgetpgrp(int fd);          /* 返回前台 PGID 或 -1 */
int tcsetpgrp(int fd, pid_t pgid); /* 设置前台 PGID */

要点：

fd 必须指向调用进程的控制终端。
tcsetpgrp pgid 必须是调用进程同 session 内某进程组的 PGID。
无前台进程组时 tcgetpgrp 返回 > 1 且不匹配任何 PGID（SUSv3 规定）。
实现为 ioctl TIOCGPGRP/TIOCSPGRP。

信号生成（§34.5）：

后台进程组读终端 → SIGTTIN（默认 stop）。
后台进程组写终端（TOSTOP）→ SIGTTOU（默认 stop）。
SIGTTIN 被 block/ignore → read 返回 EIO。
SIGTTOU 被 block/ignore → write 允许（TOSTOP 被忽略）。

SIGTTOU 特殊函数（§34.7.2）：

tcsetpgrp/tcsetattr/tcflush/tcflow/tcsendbreak/tcdrain → 即使没设 TOSTOP 也可能 SIGTTOU。
SIGTTOU block/ignore → 这些函数成功。

When：写 job-control shell；理解为何后台 cat 读终端会被 stop。

Example：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章
/* Shell 在 fg %1 时调 */
tcsetpgrp(STDIN_FILENO, job_pgid);   /* 设置 job 为前台 */
/* fg 命令结束，job 终止或 stop 时，shell 调 */
tcsetpgrp(STDIN_FILENO, getpgrp());  /* 恢复 shell 自己为前台 */

34.6 SIGHUP 信号与链反应

What：终端断开 → kernel 发 SIGHUP 给 controlling process；shell 收 SIGHUP 后给 jobs 发 SIGHUP；controlling process 终止 → kernel 给前台进程组发 SIGHUP（+SIGCONT）。

Why：SIGHUP 是「终端断开通知」+「daemon 重读配置的通用信号」。

How：

触发场景（§34.6）：

终端驱动检测 disconnect（modem 信号丢失）。
终端窗口关闭（master 侧 fd 关闭）。

链反应（§34.6）：

终端断开 → kernel SIGHUP 给 controlling process。
shell 收 SIGHUP → 在退出前给所有 jobs 发 SIGHUP（可捕获）。
controlling process 终止 → kernel 给前台进程组发 SIGHUP + SIGCONT（Linux）。

默认行为：

SIGHUP 默认动作：终止进程。
进程 catch/ignore SIGHUP → read 终端返回 EOF。

nohup 命令（§34.6.1）：

启动命令前设 SIGHUP = SIG_IGN → 免疫 SIGHUP。
bash disown：从 job 列表移除（shell 不再发 SIGHUP）。

SIGHUP 其他用途：

daemon 重读配置（手动 kill -HUP pid）。
孤儿进程组通知（§34.7.4）。

When：写 daemon → 处理 SIGHUP 重读配置；写 shell → 给 jobs 发 SIGHUP；理解终端断开的传播。

Example：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章 — catch_SIGHUP.c
struct sigaction sa;
sigemptyset(&sa.sa_mask);
sa.sa_flags = 0;
sa.sa_handler = handler;
sigaction(SIGHUP, &sa, NULL);
/* 测试：两个 catch_SIGHUP 在同 PG；shell 退出只发给 shell 创建的 PG */

34.7 作业控制信号

What：SIGTSTP/SIGCONT/SIGTTIN/SIGTTOU 是作业控制 4 大信号；终端特定字符触发。

Why：理解作业控制信号的语义是写 shell、终端应用的前提。

How：

信号含义（§34.7）：

SIGTSTP（终端 suspend 字符通常 Ctrl-Z）→ stop 前台进程组。
SIGCONT → resume stopped 进程（默认行为）。
SIGTTIN → 后台进程组 read 终端（默认 stop）。
SIGTTOU → 后台进程组 write 终端（TOSTOP）或后台调用特定 ioctl（默认 stop）。

SIGTSTP 处理（§34.7.3）：

屏显程序（vi/less）需 catch SIGTSTP → reset terminal → suspend → restore。
关键陷阱：catch SIGTSTP 不真正 stop（已非默认）——handler 必须自己安排 stop。
错误做法：handler raise(SIGSTOP) → 父 wait 看到 SIGSTOP 而非 SIGTSTP。
正确 5 步（Listing 34-6）：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章 — Listing 34-6
// 摘自 pgsjc/handling_SIGTSTP.c
static void tstpHandler(int sig) {
    sigset_t tstpMask, prevMask;
    int savedErrno = errno;
    printf("Caught SIGTSTP\n");        /* UNSAFE */
    signal(SIGTSTP, SIG_DFL);          /* 1. reset DFL */
    raise(SIGTSTP);                    /* 2. raise another SIGTSTP */
    sigemptyset(&tstpMask);            /* 3. unblock */
    sigaddset(&tstpMask, SIGTSTP);
    sigprocmask(SIG_UNBLOCK, &tstpMask, &prevMask);
    /* 此处 process 被 SIGTSTP 真正 suspend；SIGCONT 后恢复 */
    sigprocmask(SIG_SETMASK, &prevMask, NULL);  /* 4. reblock */
    /* 5. reestablish handler */
    struct sigaction sa;
    sigemptyset(&sa.sa_mask);
    sa.sa_flags = SA_RESTART;
    sa.sa_handler = tstpHandler;
    sigaction(SIGTSTP, &sa, NULL);
    errno = savedErrno;
}

避免处理被 ignore 的信号（§34.7.3）：

应用应只在 SIGTSTP/SIGTTIN/SIGTTOU 非 SIG_IGN 时才设置 handler（非 job-control shell）。
同样适用 SIGINT/SIGQUIT/SIGHUP——避免破坏 shell 的 ignore 设置。

SIGCONT 例外（§34.7.2）：

kernel 允许同 session 任意进程互相发 SIGCONT（不考虑 credentials）。
原因：set-UID 程序改 credentials 后 shell 仍能 resume 它。

When：写终端应用（vi/less/top）→ catch SIGTSTP + reset terminal；理解后台进程不能读终端。

Example：见上述 Listing 34-6。

34.7.4 孤儿进程组与 SIGHUP+SIGCONT

What：进程组变成孤儿（无成员有同 session 内另一进程组的父）+ 有 stopped 成员 → kernel 发 SIGHUP + SIGCONT 给所有成员。

Why：避免 stopped 进程永远无人唤醒的「僵尸」场景。

How：

孤儿定义（§34.7.4）：

进程组孤儿 = 「每个成员的父进程要么是组内成员，要么不在该 session 内」。
即：组内任何成员都没有「同 session 但不同进程组」的父进程。
session leader 永远在孤儿进程组（其父不在新 session 内）。

触发场景（§34.7.4）：

进程组中 stopped 成员 + 父进程（同 session 不同组）终止 → 进程组变孤儿 → kernel 发 SIGHUP + SIGCONT。
已 orphan 进程组被特权进程 stop → 仍无法 resume → 永久停在那。
kernel 阻止 SIGTSTP/SIGTTIN/SIGTTOU 停 orphan 进程组成员（被 SIG_DFL 时直接丢弃；handler 仍正常递送）。

orphan 进程组的特殊语义（§34.7.4）：

read 终端（SIGTTIN 应被发）→ 返回 EIO（而非 SIGTTIN）。
write 终端（SIGTTOU 应被发）→ 返回 EIO。
tcsetpgrp → ENOTTY；tcsetattr/tcflush/tcflow/tcsendbreak/tcdrain → EIO。

orphan 进程组 + 停止成员 + 父死 → kernel 行为（Listing 34-7）：

给所有成员发 SIGHUP（通知已 disconnect）+ SIGCONT（resume）。

When：理解为何后台 stopped 进程父死时会被 SIGCONT；写 daemon 化程序处理 SIGHUP。

Example：

// 摘自《The Linux Programming Interface》第 34 章 — Listing 34-7
// 摘自 pgsjc/orphaned_pgrp_SIGHUP.c
/* 父创建子，子 raise(SIGSTOP) 或 pause；父 exit → 子变 orphan */
/* 父退出后 kernel 给所有成员发 SIGHUP + SIGCONT */

三、关键图表

进程组与会话 API 速查

API 功能

getpgrp()

取调用者 PGID

setpgid(pid, pgid)

改进程组（pid/调用者；pgid/同 pid）

getpgid(pid)

取指定进程 PGID（SUSv3 BSD 风格）

getsid(pid)

取指定进程 SID

setsid()

创建新会话（成为 leader；进程组 leader 失败）

tcgetpgrp(fd)

取终端前台 PGID

tcsetpgrp(fd, pgid)

设置终端前台 PGID

ctermid(buf)

返回 "/dev/tty"

TIOCNOTTY ioctl

去除控制终端

TIOCSCTTY ioctl

显式建立控制终端（BSD）

killpg(pgid, sig)

发信号到进程组（= kill(-pgid, sig)）

SIGHUP 链反应场景

触发后果

终端断开 / 关闭终端窗口

kernel SIGHUP → controlling process

shell 收 SIGHUP

shell 给所有自创进程组发 SIGHUP

controlling process 终止

kernel 给前台进程组发 SIGHUP（+SIGCONT Linux）

进程组变 orphan 且有 stopped 成员

kernel 给所有成员发 SIGHUP + SIGCONT

nohup cmd

cmd 的 SIGHUP 被设为 SIG_IGN，免疫链反应

kill -HUP pid

手动触发 SIGHUP（daemon 用作重读配置）

作业控制信号对照

信号

触发

默认动作

SIGTSTP

终端 suspend 字符（Ctrl-Z）

Stop

SIGTTIN

后台进程组 read 终端

Stop（被 block → EIO）

SIGTTOU

后台进程组 write 终端（TOSTOP）/后台 ioctl

Stop（被 block → 允许）

SIGCONT

fg/bg 命令 / 进程恢复

Continue（即使 SIG_DFL）

SIGSTOP

kill -STOP

Stop（不可 catch/block/ignore）

四、思维导图

mindmap
  root((第 34 章 进程组会话))
    两级层次
      进程组 job PGID
      会话 SID
      session leader setsid
      进程组 leader setpgid
      fork 继承 PGID SID
      控制终端 /dev tty
    setpgid
      pid 0 调用者
      pgid 0 同 pid
      子必须未 exec
      父忽略 EACCES
      fork 后双调
      shell 模式
    setsid
      session leader
      进程组 leader
      失去控制终端
      fork 后父 _exit
      daemon 化基础
      进程组 leader 失败
    控制终端
      session leader open
      O NOCTTY 不建立
      TIOCNOTTY 去除
      TIOCSCTTY BSD
      跨 fork exec 保留
    前台后台
      tcgetpgrp tcsetpgrp
      后台读 SIGTTIN
      后台写 SIGTTOU
      TOSTOP 标志
      孤儿 read write EIO
    SIGHUP 链反应
      终端断开
      shell 给 jobs 发
      controlling process 终止
      前台进程组 SIGCONT
      nohup 免疫
      daemon 重读配置
    作业控制信号
      SIGTSTP SIGCONT
      SIGTTIN SIGTTOU
      SIGTSTP handler 5 步
      DFL raise unblock reblock
      reestablish handler
      屏显程序 vi less
    孤儿进程组
      定义 无同 session 父
      stopped 成员 SIGHUP CONT
      SIGTSTP 丢弃
      SIGTTIN EIO
      SIGTTOU EIO

五、重点与易错点

进程组与会话是两级层次——进程组 = job（共享 PGID），会话 = 进程组集合（共享 SID）；用于 shell 作业控制。
session leader 通过 setsid 创建会话——同时是进程组 leader；失去控制终端；进程组 leader 调 setsid 失败 EPERM。
setpgid 必须 fork 后立即调——子 exec 后不能再改（EACCES）；shell 双调（父与子）避免 race。
fork 后双调 setpgid 模式——父与子都 setpgid(pid, pgid)；父忽略 EACCES（可能子已 exec）；这是 job-control shell 的标准模式。
控制终端由 session leader 首次打开建立——O_NOCTTY 标志可阻止；TIOCNOTTY 去除；TIOCSCTTY（BSD 风格）显式建立。
tcsetpgrp/tcgetpgrp 用于前台进程组切换——shell fg %1 时调；要求 fd 指向控制终端；pgid 必须是同 session 内进程组。
后台进程读终端 → SIGTTIN（默认 stop）——被 block/ignore 时 read 返回 EIO；后台写（TOSTOP）→ SIGTTOU；TOSTOP 未设但后台调 tcsetpgrp 等也发 SIGTTOU。
SIGHUP 链反应：终端断开 → kernel SIGHUP 给 controlling process；shell 收 → 给所有 jobs 发 SIGHUP；controlling process 终止 → kernel 给前台进程组 SIGHUP（+SIGCONT Linux）。
nohup 命令通过设 SIGHUP = SIG_IGN 免疫链反应——bash disown 从 job 列表移除（shell 不再发）。
正确处理 SIGTSTP 的 5 步：handler 内 signal(SIGTSTP, SIG_DFL) → raise(SIGTSTP) → unblock SIGTSTP → reblock → reestablish handler；handler raise(SIGSTOP) 错误（父 wait 看到 SIGSTOP 而非 SIGTSTP）。
SIGCONT 特殊：同 session 任意进程可互相发（不考虑 credentials）——set-UID 程序仍能被 shell resume。
应用应只在 job-control 信号非 SIG_IGN 时设 handler——非 job-control shell 设 SIG_IGN；避免破坏 shell 的 ignore 设置。
孤儿进程组定义：组内无成员有「同 session 但不同进程组」的父进程；session leader 永远在孤儿进程组。
orphan 进程组 + stopped 成员 + 父死 → kernel 发 SIGHUP + SIGCONT——避免 stopped 进程永远无人唤醒。
orphan 进程组的 SIGTTIN/SIGTTOU 不发——直接 read/write 返回 EIO；SIGTSTP 被 SIG_DFL 时丢弃；handler 仍正常递送。
orphan 进程组的 ioctl 调用失败——tcsetpgrp → ENOTTY；tcsetattr/tcflush/tcflow/tcsendbreak/tcdrain → EIO。
进程组 leader 不能 setsid——典型模式：fork 后父 _exit，子 setsid；确保子不是进程组 leader。
PID 不重用——kernel 保证新进程 PID 不匹配任何现有 PGID/SID（即使旧 leader 已退出）；避免新进程意外成为 leader。
- 跨章衔接：第 24-25 章 fork/exit 基础 → 第 26 章 wait → 第 27 章 exec + 控制终端保留 → 第 28 章 clone 标志 → 第 34 章进程组与会话；第 37 章 daemon 化（fork+setsid+chdir 等）；第 62 章终端 I/O 与 TIOCNOTTY/TIOCSCTTY；第 20-22 章信号（SIGHUP/SIGTSTP/SIGCONT/SIGTTIN/SIGTTOU）。

第 34 章 进程组、会话与作业控制 (Process Groups, Sessions, and Job Control)

核心结论

一、核心概念

二、详细笔记

34.1 进程组与会话概述

34.2 进程组 setpgid/getpgrp

34.3 setsid() 创建新会话

34.4 控制终端与 controlling process

34.5 前台/后台进程组与 tcgetpgrp/tcsetpgrp

34.6 SIGHUP 信号与链反应

34.7 作业控制信号

34.7.4 孤儿进程组与 SIGHUP+SIGCONT

三、关键图表

四、思维导图

五、重点与易错点

第 34 章进程组、会话与作业控制 (Process Groups, Sessions, and Job Control)