存档在 ‘进程间通信’ 分类

pipe和fifo二三事

2012年4月23日

1.管道是什么?

管道是一种只存在于内存的特殊文件,没有磁盘文件与之对应。管道是通过虚拟文件系统pipefs而实现的,pipefs与proc、sysfs等特殊文件系统一样,只存在于内存中。另外,管道只能用于半双工通信。

2.pipe()一个管道意味着什么?

pipe()在pipefs文件系统中创建一个新的索引节点,同时创建两个file对象,一个file对象用于读操作,一个file对象用于写操作。pipe()最终将两个file对象对应的文件描述符返回给用户态进程,也就是向pipe()中传递的fd数组。

3.子进程execv()后是否还能继续共享父进程的管道?

子进程execv()后,不能再继续使用父进程创建的管道,因为子进程当前的上下文已经完全被可执行文件替换。如果要继续使用管道,子进程可以在execv()之前将两个文件描述符重定向到标准输入和输出。

4.描述管道的数据结构与索引节点的关系?

管道虽然是一种特殊文件,它仍然通过VFS框架中的inode来描述。由于VFS要对所有不同的文件进行抽象描述,因此inode只对所有文件的共性进行描述。inode中的i_pipe字段指向pipe_inode_info结构,该结构用于描述管道的特性。

5.写管道时写入的字节量与管道大小的关系?

管道缓冲区通常为一个单独的页框,因此大小默认为4096字节。如果两个或者多个进程并发的写入一个管道,那么任何少于4096字节的写操作都是原子的。但是,如果向管道写入大于管道缓冲区大小的数据,则写操作是可以分割的,也就是说多个进程的写操作可以交叉进行,此时应该注意进程的同步。

6.有名管道是什么?

有名管道是一种设备文件,有对应的磁盘索引节点。因为存在于磁盘上,因此可以被任何进程打开使用。有名管道是一种半双工通信方式。

7.ls | more 的大致执行过程?

在终端执行ls | more时,shell进程fork()出一个进程A用来执行上述命令。A进程调用pipe(),返回文件描述符fd1和fd2,分别用于读和写管道。进程A两次调用fork(),产生两个子进程。进程A关闭fd1和fd2。

对于第一个子进程,它调用dup2(fd2,1)将写文件描述符重定向到标准输出。接下来调用execv()系统调用执行ls程序,该程序将自己的输出写入管道。

对于第二个子进程,它调用dup2(fd1,0)将读文件描述符重定向到标准输入。接下来调用execv()系统调用执行more程序,该程序从管道中读取数据。

IPC under Linux-Shared Memory

2010年8月27日

还记得在上篇文章中我们说到的N个子进程独自访问自己的临界区吗,那么今天要说的共享内存就可以实现多个进程都去访问一块内存et2 如果你对我们前面所说的几种IPC方式都了解,那么关于共享内存的基本知识你就有似曾相识的感觉。我们快速入门吧 e91

1.如何创建一块共享内存?

其实列出函数原型,你应该会知道每个参数的含义。

int shmget(key_t key,size_t size,int shmflg);

这里要说明的是size的大小,如果创建一块新的共享内存区,那么size必须大于0;如果size为0,那此时shmget函数的功能就是打开一个已存在的共享内存区(当然,key代表的内存区是否存在那是二话)。size为负,那么调用出错,返回-1。另外shmflg的取值以及用法都与信号量相同,可参考前面的文章。

当shmget调用成功后,返回整形id。

2.共享内存创建好了,进程如何使用?

我们创建好了内存块,但是创建进程此时和这块内存还没联系。所以,我们应该使用shmat函数将其附加到进程的地址空间(具体位于进程的堆栈段)。

void* shmat(int shmid,const void* shmaddr,int shmflg);

一般我们将shmaddr置为NULL,因为此时内存会自动分配一段何时的内存块。并且最终shmat函数将返回这个内存块的首地址。也许你对此处的void类型比较不解,其实void* shmaddr这样的定义方式其实是为了灵活使用:首先shmaddr是一个指针类型(内存地址),但其具体是指向何种类型的指针,在此并不具体说明。因为当你要使用这个指针时,可以用任何类型强制转换。

与此函数对应的是shmdt函数,它会让调用进程与shmaddr指向的共享内存脱离。

3.对共享内存的控制?

int shmctl(int shmid,int cmd,struct shmid_ds *buf);

cmd可取值:IPC_RMID,IPC_SET,IPC_STAT分别对应:删除共享内存区,设置共享内存区的shmid_ds结构,获取shmid_ds结构。这里不再赘述具体使用方法,可参考man手册。

介绍完这些,我们的重点就是要学会应用共享内存。《linuxC编程实战》一书中的例10-17非常经典,可以模拟进程之间的同步。该例还特别的定义了一个头文件shm.h,此头文件中加入了许多对信号量以及共享内存的操作函数。现在我们具体来分析,哪些语句实现进程的互斥,哪些语句实现的是进程的同步。

首先,不管是读进程,还是写进程,PV操作之间的代码都属于临界区。临界区的代码都是对共享内存去进行操作,所以应该加上PV操作,避免读写进程交互对共享内存进行访问。所以读写程序中的PV操作实现的是进程的互斥。

我们还可以发现,读写进程代码中都有waitsem(semid,0)语句。以写进程为例,每次写内存时,都要查看信号量(semid信号量集中的0号信号量)是否为1。如果为1,说明此时没有读进程访问共享内存;否则,说明有读进程在访问,此时写进程本应该阻塞,但是这里我们用sleep(1)来模拟进程的阻塞,而且不断的去测试信号量是否为1。

如果写进程成功进入临界区,那么它将写数据至共享内存。可能你对于strcpy(shmaddr,wbuf);这样的语句感到困惑:怎么能将wbuf赋值给共享内存?!其实仔细想想,这没有什么不合理。shmaddr是一个指针,wbuf是一个字符串数组的首字符的首地址,那么strcpy函数所做的就是很平常的事了。同时,我们也可以这么想:一般我们都是提前用malloc来分配内存空间,再让某个指针指向这片内存空间,而现在,上面的shmget以及shat以及完成了类似malloc的工作。

其实我们有这样的想法很自然,毕竟刚开始学习,通过实践可以从感性上认识这些。

那么很显然,waitsem(semid,0)语句实现的便是读写进程的同步问题——协调读写进程对共享内存的访问。

//写进程部分代码
	while(1)
	{
                waitsem(semid,0);
		p(semid,0);
		printf("writer:");
		fgets(wbuf,1024,stdin);
		wbuf[strlen(wbuf)-1]='\0';
		strcpy(shmaddr,wbuf);
		my_sleep(5);
		v(semid,0);
		my_sleep(3);
	}
//读进程部分代码
	while(1)
	{
                waitsem(semid,0);
		p(semid,0);
		printf("reader:");
		printf("%s\n",shmaddr);
		my_sleep(5);
		v(semid,0);
		my_sleep(3);
	}

理解了这个程序要干什么,那么我们再来想想它为什么要这么做:读写进程中为何要加入sleep函数?那我们来做几个测试吧。在测试之前,建议大家适当的修改waitsem函数和my_sleep函数,它可以让我们更好的感知当前进程的“死活”。

int waitsem(int semid,int index)
{
	while(semctl(semid,index,GETVAL,0)==0)
	{
		sleep(1);
		printf("I am waiting ..\n");
	}
	return 1;
}
void my_sleep(int i)
{
	while(i--)
	{
		printf("writer is sleeping..\n");//写进程中的my_sleep做相应改动
		sleep(1);
	}
}

这样增加了一些提示语,再分别在两个终端运行读写进程,可以发现第一个my_sleep函数的作用就是故意延长读(写)进程在临界区的访问时间,以使得写(读)进程阻塞。而第二个my_sleep函数则是故意阻塞写(读)进程,让读(写)进程有时间去读共享内存。好了,既然现在掌握了信号量和共享内存,那么我们就可以试着去完成一些简单的同步互斥的题目了,继续加油吧 e49 e49 e49

信号量集实现进程互斥

2010年8月26日

本文为大家呈现的代码可以实现进程的互斥。下面代码省去了pv操作的的具体定义以及union semun的定义(可参考前文)。本程序前半部分是一些初始化工作:生成key,创建信号量集,设置信号量初值。接下来的代码依次生成N个子进程,具体数目由运行时的参数决定。

现在我们要关注的是,这几个子进程如何互斥的访问临界区?这是本问要说明的重点。请先看本程序加PV操作和不加PV操作的结果:

edsionte@edsionte-laptop:~/code/IPC$ ./pv 3
===process 2164 enter the critical section===
===process:2164 is accessing=================
===process 2164 leave the critical section===
===process 2165 enter the critical section===
===process:2165 is accessing=================
===process 2165 leave the critical section===
===process 2166 enter the critical section===
===process:2166 is accessing=================
===process 2166 leave the critical section===
//不加PV
===process 2175 enter the critical section===
===process 2176 enter the critical section===
===process 2177 enter the critical section===
===process:2177 is accessing=================
===process:2176 is accessing=================
===process:2175 is accessing=================
===process 2176 leave the critical section===
===process 2177 leave the critical section===
===process 2175 leave the critical section===

可以看到加入pv操作后,子进程在访问临界区时都不受子其他进程的影响。

可是仔细想一下,这个程序真的是在演示多个进程互斥访问同一个临界区吗?当然不是,其实从程序中的fork函数就可以发现。因为fork后的子进程代码段,数据段等都是父进程的副本,因此下面的程序根本不存在所谓的多个进程同时访问一个临界区。其实就是每个进程在唱自己的独角戏(各进程访问属于自己的临界区,一对一)而已。

但是,另一个事实又摆在我们面前:如果不加PV,那么很明显每个进程访问临界区又是交互运行的。其实我们可以这样想,对于单个子进程A而言,即便没有其他进程要竞争A进程要访问的那个临界区,那么A进程要也要装作周围有很多进程那样——在访问临界区的时候不受其他进程的干扰——只不过A进程现在只是独自一人去遵守那个规则而已。我们可以在V操作后再加一句话:

			sleep(2);
			printf("===process %d is doing another thing=======\n",getpid());

再次运行,你可以发现这句话并不总是紧挨在临界区之后就被执行的,因为出了临界区,这几个子进程就是普通的交互运行而已。

所以,虽然这并不是我们以前熟悉的那个多进程互斥使用一个临界区的场景,但也可以体现进程对临界区的互斥访问。这样说来可能会有点绕,但是仔细想想也应该会理解。

那么如何实现多个进程互斥访问一个临界区?你也许会想到vfork函数,可是比较糟糕的是vfork后,父进程在子进程退出前总是阻塞,这样并不适合我们这里依次生成多个子进程的情况。如果还感到困惑,那么也没关系,不妨在学习了共享内存之后,再来理解本文。用共享内存才可以实现多个进程都访问一个内存区

int main(int argc,char** argv)
{
	int proj_id;
	int semid;
	union semun arg;
	pid_t pid;
	key_t key;
	int num;
	int i,j;

	if(argc!=2)
	{
		printf("error:%s num\n",argv[0]);
		return -1;
	}

	num=atoi(argv[1]);

	//create key
	proj_id=2;
	if((key=ftok(".",proj_id))==-1)
	{
		printf("generating IPC key failed\n");
		return -1;
	}

	//create a semaphore set
	if((semid=semget(key,1,IPC_CREAT|0666))==-1)
	{
		printf("creating semaphore set failed\n");
		return -1;
	}

	arg.val=1;
	if(semctl(semid,0,SETVAL,arg)==-1)
	{
		printf("set semval failed\n");
		return -1;
	}

	for(i=0;i<\num;i++)
	{
		pid=fork();
		if(pid<0)
		{
			printf("creating new process failed\n");
			return -1;
		}
		else if(pid==0)
		{
			if((semid=semget(key,1,0))==-1)
			{
				printf("geting semid failed in the child process\n");
				return -1;
			}

			p(semid,0);
			printf("===process %d enter the critical section===\n",getpid());
           		sleep(1);
			printf("===process:%d is accessing=================\n",getpid());
			sleep(1);
			printf("===process %d leave the critical section===\n",getpid());
			sleep(1);
			v(semid,0);

			return 0;
		}
	}

	for(i=0;i<\num;i++)
	{
		wait(NULL);
	}

	if(semctl(semid,0,IPC_RMID,0)==-1)
	{
		printf("remove the sem set failed\n");
		return -1;
	}

	return 0;
}

IPC under Linux-Semaphore

2010年8月25日

本文将为你说明IPC的另一种方式:信号量。在操作系统原理课程中,我们对信号量机制有所了解,即实现进程对共享资源的互斥访问以及进程间的同步。与其他几种通信方式相比,信号量更突出的是对共享资源的访问控制。接下来,我们一边回忆以前学过的信号量机制,一边学习如何用系统调用函数来实现相关操作。

1.创建信号量集

注意这里使用的是信号量集,而不是创建一个信号量。通常我们用伪代码实现进程间的互斥或同步时,都定义一个整形变量作为信号量,初值一般都为0或1。实际应用时,我们每次都需要创建一个信号量集,即使此集合只包含一个信号量。一般我们通过下面函数去创建或者打开一个信号量集。

int semget(key_t key,int nsems,int semflg);

我们这里需要注意的是,此函数何时创建一个信号量集,何时打开一个信号量集。当semflg=IPC_CREATE时,如果当前系统中不存在此信号量集合(key值不存在),那么semget函数完成一个信号量的创建;否则,semget函数打开这个已存在的信号量集。当semflg=IPC_CREATE|IPC_EXCL时,只会完成创建,如果key值对应的信号量集合以存在,那么直接返回错误,错误代码为EEXIST。这并不难理解,和open文件的情况类似。此函数成功执行返回信号量集的标示符,否则为-1。

另外关于我们所创建的这个信号量集,有结构体struct semid_ds与之对应,这个结构体中存储信号量集中的相关属性。

2.PV操作的实现

对于信号量机制,我们最熟悉的应该便是PV操作了。以前我们在写进程互斥或同步的伪代码时,都是直接来使用P(semaphore)和V(semaphore)。那么我们如何具体实现?

int semop(int semid,struct sembuf *sops,size_t nsops);

现在我要告诉你,P和V操作均通过上述函数来完成。你肯定马上会想,P和V两个截然不同的操作如何使用上述函数来完成?这其实取决于sops参数。请先看这个参数的类型:

struct sembuf
{
	ushort sem_num;/*信号在信号量集中的索引*/
	short  sem_op; /*操作类型,是P还是V*/
	short  sem_flg;/*操作标志*/
}

我们可以发现,通过semid和sem_num两个字段就可以确定信号量集中的指定信号量。sem_op取不同的值就会产生不同的操作。特别的,如果其值为0,则此时semop操作的作用是测试信号量的值是否为0。下面的代码是经典PV操作的实现方法。

int p(int semid,int index)
{
	struct sembuf buf={0,-1,IPC_NOWAIT};

	if(index<0)
	{
		printf("error:index of the semaphore is invalid\n");
		exit(1);
	}
	buf.sem_num=index;
	if(semop(semid,&buf,1)==-1)
	{
		printf("P operation failed\n");
		exit(1);
	}
	return 0;
}

int v(int semid,int index)
{
	struct sembuf buf={0,+1,IPC_NOWAIT};

	if(index<0)
	{
		printf("error:index of the semaphore is invalid\n");
		exit(1);
	}
	buf.sem_num=index;
	if(semop(semid,&buf,1)==-1)
	{
		printf("V operation failed\n");
		exit(1);
	}
	return 0;
}

我们这里特别要说明的是struct sembuf结构中的sem_flg字段,如果其值为IPC_NOWAIT,根据sem_op的不同意义也不同。当sem_op为0时,如果设置IPC_NOWAIT,那么调用进程直接返回;否则调用进程进入睡眠状态直至信号量为0。当sem_op<0时,表示申请资源,如果没有设置IPC_NOWAIT,那么调用进程阻塞至此资源被释放;否则进程直接返回。

3.信号量的控制

上述两部分内容——如何创建信号量集,如何PV操作——似乎已经可以诠释信号量了,但是这毕竟不是我们写伪代码,我们必须对信号量进行相关控制,比如如何对信号量设置初值,如何得到信号量当前的值等等。因此掌握好控制函数semctl尤为重要。

int semctl(int semid,int semnum,int cmd,union semun);

注意第四个参数类型是不确定的,由cmd的类型来确定。第四个参数所有可能会用到的变量都被定义在一个共用体中。

union semun
{
	int val;
	struct semid_ds *buf;
	ushort *array;
	void *pad;
}

下面我们对几种常用的cmd进行说明。

如果我们想打印某个已存在信号量集的各个属性信息时,那么可以参考下面代码。

union semun semop;
struct semid_ds seminfo;
semop.buf=&seminfo;
if(semctl(semid,0,IPC_STAT,semop)==-1)
{
	printf("error:get the info of semaphroe failed\n");
	exit(1);
}

因为此时候cmd为IPC_STAT,那么semctl会自动从semop中取走buf字段。此操作成功完成后,信号量集的信息便存储在seminfo中。注意,在使用此操作前,一定要将buf指向一个struct semid_ds类型的变量,否则buf将是一个”野指针”。

如果想为某个指定的信号量设置初值,那么下面代码就是实现将标示符为semid的信号量集中索引为index的信号量赋值为5。

union semnu semop;
semop.val=5;
semctl(semid,index,SETVAL,semop);

想得到某个信号量当前的值时,就可以参考下面代码,注意第四个参数为0,因为cmd为GETVAL,所以semctl函数会忽略第四个参数的取值。

int semval;
semval=semctl(semid,index,GETVAL,0);

关于信号量的基本知识就是这些,下篇文章将用上述内容来实现一个进程互斥的例子。

shell管道重定向实现

2010年8月24日

如果你实现过my_shell.c,那么对管道重定向应该有印象。但是本文中所述的管道重定向,将采用最近我们学习的管道相关系统调用函数来实现。随后,也将和大家一起再去回顾当初my_shell.c中是如何实现管道重定向的

对于管道符号,这里只做简单的说明:管道符前命令的输出作为管道符后命令的输入。对于一般命令而言,输入均来自标准输入,而输出则至标准输出。但是为了实现管道重定向,我们先创建管道,然后将管道写端重定向到标准输出,将管道读端重定向到标准输入。当然这两次重定向分别在不同的进程中完成。具体代码实现可参考下面的代码片段。

	if(pipe(fd)==-1)
	{
		printf("my_pipe:can't create a pipe\n");
		exit(1);
	}

	pid=fork();
	if(pid==0)
	{
		close(fd[0]);
		dup2(fd[1],STDOUT_FILENO);
		close(fd[1]);

		if(execlp(argv[1],argv[1],NULL)==0)
		{
			printf("my_pipe:can't execute the first command in the child process\n");
			exit(1);
		}
	}
	else if(pid>\0)
	{
		close(fd[1]);
		dup2(fd[0],STDIN_FILENO);
		close(fd[0]);

		if(execlp(argv[2],argv[2],NULL)==0)
		{
			printf("my_pipe:can't execute the second command in the parent process\n");
			exit(1);
		}
	}
	else
	{
		printf("my_pipe:can't create a new process\n");
		exit(1);
	}

上述代码所实现的管道重定向只支持没有参数的命令,比如./my_pipe ls wc(相当于命令ls | wc)。如果想要使用命令参数,可以在次基础上继续完善。

可以发现,管道是作为前后两个命令的数据缓冲区,各命令的相关输入或输出只是“私下”操作。既然理解了上述代码,那么my_shell.c中的管道的实现代码也就一目了然了。

首先,创建一个子进程,然后在子进程中创建子子进程(pid2=fork())。其实无非是让这两个子进程去分别执行管道符前后的命令。这里应该注意的是此段代码是如何“模拟”管道的。我们可以发现,其实并没有真正的pipe一个管道,而是创建了一个实实在在tempfile文件而已,最后使用完毕再悄悄删除次文件。

再看具体是如何重定向的,在子子进程中,以写方式打开”管道”,将tempfile定向到标准输出。在子进程中,以读方式打开”管道”,将tempfile定向到标准输入。

看到这里,你应该已经发现,这里所用到的原理其实和一开始我们所述的方法是一致的。

			if(pid==0)//child_process
			{
				int pid2;
				int status2;
				int fd2;

				if((pid2=fork())<\0)
				{
					printf("fork2 error\n");
					return;
				}
				else if(pid2==0)//child_child_process
				{
					if(!(find_command(arg[0])))
					{
						printf("%s: command not found\n",arg[0]);
						exit(0);
					}
					fd2=open("/tmp/tempfile",O_WRONLY|O_CREAT|O_TRUNC,0644);
					dup2(fd2,1);
					execvp(arg[0],arg);
					exit(0);
				}

				if(waitpid(pid2,&status2,0)==-1)//waiting for child_child_process
				{
					printf("wait for child_child process error\n");
				}

				if(!(find_command(argnext[0])))
				{
					printf("%s:command not found\n",argnext[0]);
					exit(0);
				}

				fd2=open("/tmp/tempfile",O_RDONLY);
				dup2(fd2,0);
				execvp(argnext[0],argnext);

				if(remove("/tmp/tempfile"))
				{
					printf("remove error\n");
				}
				exit(0);
			}

			

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