![EricChamsantall]( "EricChamsantall")
Linux下的进程通信手段基本上是从Unix平台上的进程通信手段继承而来的。而对Unix发展做出重大贡献的两大主力AT&T的贝尔实验室及BSD（加州大学伯克利分校的伯克利软件发布中心）在进程间通信方面的侧重点有所不同。前者对Unix早期的进程间通信手段进行了系统的改进和扩充，形成了“system VIPC”，通信进程局限在单个计算机内；后者则跳过了该限制，形成了基于套接口（socket）的进程间通信机制。Linux则把两者继承了下来，如图示： 其中，最初Unix IPC包括：管道、FIFO、信号；System V IPC包括：System V消息队列、System V信号灯、System V共享内存区；Posix IPC包括： Posix消息队列、Posix信号灯、Posix共享内存区。有两点需要简单说明一下：1）由于Unix版本的多样性，电子电气工程协会（IEEE）开发了一个独立的Unix标准，这个新的ANSIUnix标准被称为计算机环境的可移植性操作系统界面（PSOIX）。现有大部分Unix和流行版本都是遵循POSIX标准的，而Linux从一开始就遵循POSIX标准；2）BSD并不是没有涉足单机内的进程间通信（socket本身就可以用于单机内的进程间通信）。事实上，很多Unix版本的单机IPC留有BSD的痕迹，如4.4BSD支持的匿名内存映射、4.3+BSD对可靠信号语义的实现等等。 图一给出了Linux所支持的各种IPC手段，在本文接下来的讨论中，为了避免概念上的混淆，在尽可能少提及Unix的各个版本的情况下，所有问题的讨论最终都会归结到Linux环境下的进程间通信上来。并且，对于Linux所支持通信手段的不同实现版本（如对于共享内存来说，有Posix共享内存区以及System V共享内存区两个实现版本），将主要介绍Posix API。 Linux下进程间通信的几种主要手段简介： 1.管道（Pipe）及有名管道（named pipe）：管道可用于具有亲缘关系进程间的通信，有名管道克服了管道没有名字的限制，因此，除具有管道所具有的功能外，它还允许无亲缘关系进程间的通信； 2.信号（Signal）：信号是比较复杂的通信方式，用于通知接受进程有某种事件发生，除了用于进程间通信外，进程还可以发送信号给进程本身；Linux除了支持Unix早期信号语义函数sigal外，还支持语义符合Posix.1标准的信号函数sigaction（实际上，该函数是基于BSD的，BSD为了实现可靠信号机制，又能够统一对外接口，用sigaction函数重新实现了signal函数）； 报文（Message）队列（消息队列）：消息队列是消息的链接表，包括Posix消息队列systemV消息队列。有足够权限的进程可以向队列中添加消息，被赋予读权限的进程则可以读走队列中的消息。消息队列克服了信号承载信息量少，管道只能承载无格式字节流以及缓冲区大小受限等缺点。 共享内存：使得多个进程可以访问同一块内存空间，是最快的可用IPC形式。是针对其他通信机制运行效率较低而设计的。往往与其它通信机制，如信号量结合使用，来达到进程间的同步及互斥。 信号量（semaphore）：主要作为进程间以及同一进程不同线程之间的同步手段。 套接口（Socket）：更为一般的进程间通信机制，可用于不同机器之间的进程间通信。起初是由Unix系统的BSD分支开发出来的，但现在一般可以移植到其它类Unix系统上：Linux和System V的变种都支持套接字。 下面将对上述通信机制做具体阐述。 附1：参考文献[2]中对Linux环境下的进程进行了概括说明： 一般来说，Linux下的进程包含以下几个关键要素： 1.有一段可执行程序； 2.有专用的系统堆栈空间； 3.内核中有它的控制块（进程控制块），描述进程所占用的资源，这样，进程才能接受内核的调度； 4.具有独立的存储空间 5.进程和线程有时候并不完全区分，而往往根据上下文理解其含义。 参考文献： 1.UNIX环境高级编程，作者：W.RichardStevens，译者：尤晋元等，机械工业出版社。具有丰富的编程实例，以及关键函数伴随Unix的发展历程。Linux内核源代码情景分析（上、下），毛德操、胡希明著，浙江大学出版社，提供了对Linux内核非常好的分析，同时，对一些关键概念的背景进行了详细的说明。 2.UNIX网络编程第二卷：进程间通信，作者：W.Richard Stevens，译者：杨继张，清华大学出版社。一本比较全面阐述Unix环境下进程间通信的书（没有信号和套接口，套接口在第一卷中）。 --------------------------------------------------------------------------------Linux环境进程间通信 ——无名管道工作机制研究一、引言 Linux作为一个开源的操作系统，是我们进行操作系统和提高编程水平的最佳途径之一。 好的程序如同好的音乐一样，完成的完美、巧妙。开放源码的程序都是经过无数人检验地，本文将以linux-kernel-2.6.5为例对pipe的工作机制进行阐述。二、进程间通信的分类 大型程序大多会涉及到某种形式的进程间通信，一个较大型的应用程序设计成可以相互通信的“碎片”，从而就把一个任务分到多个进程中去。进程间通信的方法有三种方式： 管道（pipe） 套接字（socket） System v IPC 机制管道机制在UNIX开发的早期就已经提供了，它在本机上的两个进程间的数据传递表现的相当出色；套接字是在BSD（Berkeley SoftwareDevelopment）中出现的，现在的应用也相当的广泛；而System V IPC机制Unix System V 版本中出现的。三、工作机制 管道分为pipe（无名管道）和FIFO（ 命名管道），它们都是通过内核缓冲区按先进先出的方式数据传输，管道一端顺序地写入数据，另一端顺序地读入数据读写的位置都是自动增加，数据只读一次，之后就被释放。在缓冲区写满时，则由相应的规则控制读写进程进入等待队列，当空的缓冲区有写入数据或满的缓冲区有数据读出时，就唤醒等待队列中的写进程继续读写。管道的读写规则： 管道两端可分别用描述字fd[0]以及fd[1]来描述，需要注意的是，管道的两端是固定了任务的。即一端只能用于读，由描述字fd[0]表示，称其为管道读端；另一端则只能用于写，由描述字fd[1]来表示，称其为管道写端。如果试图从管道写端读取数据，或者向管道读端写入数据都将导致错误发生。一般文件的I/O函数都可以用于管道，如close、read、write等等。四、pipe的数据结构首先要定义一个文件系统类型：pipe_fs_type。fs/pipe.cstatic struct file_system_type pipe_fs_type = { .name = "pipefs", .get_sb = pipefs_get_sb, .kill_sb = kill_anon_super,}; 变量pipe_fs_type其类型是 struct file_system_type 用于向系统注册文件系统。 Pipe以类似文件的方式与进程交互，但在磁盘上无对应节点，因此效率较高。Pipe主要包括一个inode和两个file结构——分别用于读和写。Pipe的缓冲区首地址就存放在inode的i_pipe域指向pipe_inode_info结构中。但是要注意pipe的inode并没有磁盘上的映象，只在内存中交换数据。static struct super_block *pipefs_get_sb(struct file_system_type *fs_type, int flags, const char *dev_name, void *data){ return get_sb_pseudo(fs_type, "pipe:", NULL, PIPEFS_MAGIC);}上为超级的生成函数。Include/linux/pipe.h#ifndef _LINUX_PIPE_FS_I_H#define _LINUX_PIPE_FS_I_H#define PIPEFS_MAGIC 0x50495045struct pipe_inode_info { wait_queue_head_t wait; 1 char *base; 2 unsigned int len; 3 unsigned int start; 4 unsigned int readers; 5 unsigned int writers; 6 unsigned int waiting_writers; 7 unsigned int r_counter; 8 unsigned int w_counter; 9 struct fasync_struct *fasync_readers; 10 struct fasync_struct *fasync_writers; 11};2 管道等待队列指针wait3 内核缓冲区基地址base4 缓冲区当前数据量6 管道的读者数据量 7 管道的写者数据量8 等待队列的读者个数9 等待队列的写者个数11、12 主要对 FIFO五、管道的创建:通过pipe系统调用来创建管道。int do_pipe(int *fd){ struct qstr this; char name[32]; struct dentry *dentry; struct inode * inode; struct file *f1, *f2; int error; int i,j; error = -ENFILE; f1 = get_empty_filp(); //分配文件对象，得到文件对象指针用于读管道 if (!f1) goto no_files; f2 = get_empty_filp(); //分配文件对象，得到文件对象指针用于读管道 if (!f2) goto close_f1; inode = get_pipe_inode(); //调用get_pipe_inode获得管道类型的索引节点 if (!inode) 的指针inode。 goto close_f12; error = get_unused_fd(); //获得当前进程的两个文件描述符。在当前的 if (error goto close_f12_inode; //指向该进程当前打开文件指针数组，数组 i=error; 元素是指向文件对象的指针。 error = get_unused_fd(); if (error goto close_f12_inode_i; j = error; error = -ENOMEM; sprintf(name, "[%lu]", inode->i_ino); //生成对象目录dentry， this.name = name; 并通过它将上述两个文 this.len = strlen(name); 件对象将的指针与管道 this.hash = inode->i_ino; /* will go */ 索引节点连接起来。 dentry = d_alloc(pipe_mnt->mnt_sb->s_root, &this); if (!dentry) goto close_f12_inode_i_j; dentry->d_op = &pipefs_dentry_operations; d_add(dentry, inode); f1->f_vfsmnt = f2->f_vfsmnt = mntget(mntget(pipe_mnt)); f1->f_dentry = f2->f_dentry = dget(dentry); f1->f_mapping = f2->f_mapping = inode->i_mapping; /* read file */ f1->f_pos = f2->f_pos = 0; //为用于读的两个文件对象设置属性值 f1->f_flags = O_RDONLY; f_flage设置为只读，f_op设置为 f1->f_op = &read_pipe_fops; read_pipe_fops 结构的地址。 f1->f_mode = 1; f1->f_version = 0; /* write file */ //为用于写的两个文件对象设置属性值 f2->f_flags = O_WRONLY; f_flage设置为只写，f_op设置为 write_pipe_fops 结构的地址。 f2->f_op = &write_pipe_fops; f2->f_mode = 2; f2->f_version = 0; fd_install(i, f1); fd_install(j, f2); fd[0] = i; //将两个文件描述符放入参数fd数组返回 fd[1] = j; return 0;close_f12_inode_i_j: put_unused_fd(j);close_f12_inode_i: put_unused_fd(i);close_f12_inode: free_page((unsigned long) PIPE_BASE(*inode)); kfree(inode->i_pipe); inode->i_pipe = NULL; iput(inode);close_f12: put_filp(f2);close_f1: put_filp(f1);no_files: return error; }六、管道的释放 管道释放时f-op的release域在读管道和写管道中分别指向pipe_read_release()和pipe_write_release()。而这两个函数都调用release（），并决定是否释放pipe的内存页面或唤醒该管道等待队列的进程。以下为管道释放的代码：static int pipe_release(struct inode *inode, int decr, int decw){ down(PIPE_SEM(*inode)); PIPE_READERS(*inode) -= decr; PIPE_WRITERS(*inode) -= decw; if (!PIPE_READERS(*inode) && !PIPE_WRITERS(*inode)) { struct pipe_inode_info *info = inode->i_pipe; inode->i_pipe = NULL; free_page((unsigned long) info->base); kfree(info); } else { wake_up_interruptible(PIPE_WAIT(*inode)); kill_fasync(PIPE_FASYNC_READERS(*inode), SIGIO, POLL_IN); kill_fasync(PIPE_FASYNC_WRITERS(*inode), SIGIO, POLL_OUT); } up(PIPE_SEM(*inode)); return 0;}七、管道的读写1．从管道中读取数据： 如果管道的写端不存在，则认为已经读到了数据的末尾，读函数返回的读出字节数为0； 当管道的写端存在时，如果请求的字节数目大于PIPE_BUF，则返回管道中现有的数据字节数，如果请求的字节数目不大于PIPE_BUF，则返回管道中现有数据字节数（此时，管道中数据量小于请求的数据量）；或者返回请求的字节数（此时，管道中数据量不小于请求的数据量）。2．向管道中写入数据： 向管道中写入数据时，linux将不保证写入的原子性，管道缓冲区一有空闲区域，写进程就会试图向管道写入数据。如果读进程不读走管道缓冲区中的数据，那么写操作将一直阻塞。八、管道的局限性管道的主要局限性正体现在它的特点上：? 只支持单向数据流； ? 只能用于具有亲缘关系的进程之间； ? 没有名字； ? 管道的缓冲区是有限的（管道制存在于内存中，在管道创建时，为缓冲区分配一个页面大小）； ? 管道所传送的是无格式字节流，这就要求管道的读出方和写入方必须事先约定好数据的格式，比如多少字节算作一个消息（或命令、或记录）等等。九、后记 写完本文之后，发现有部分不足之处。在由于管道读写的代码过于冗长，限于篇幅不一一列出。有不足和错误之处还请各位老师指正。通过一段时间对Linux的内核代码的学习，开源的程序往往并非由“权威人士”、“享誉海内外的专家”所编写，它们的由一个个普通的程序员写就。但专业造就专家，长时间集中在某个领域中能够创建出据程序员应该珍视的财富。Linux环境进程间通信系列（一）：管道及有名管道 收藏 在本系列序中作者概述了 linux进程间通信的几种主要手段。其中管道和有名管道是最早的进程间通信机制之一，管道可用于具有亲缘关系进程间的通信，有名管道克服了管道没有名字的限制，因此，除具有管道所具有的功能外，它还允许无亲缘关系进程间的通信。认清管道和有名管道的读写规则是在程序中应用它们的关键，本文在详细讨论了管道和有名管道的通信机制的基础上，用实例对其读写规则进行了程序验证，这样做有利于增强读者对读写规则的感性认识，同时也提供了应用范例。 管道概述及相关API应用1.1 管道相关的关键概念管道是Linux支持的最初Unix IPC形式之一，具有以下特点：管道是半双工的，数据只能向一个方向流动；需要双方通信时，需要建立起两个管道； 只能用于父子进程或者兄弟进程之间（具有亲缘关系的进程）； 单独构成一种独立的文件系统：管道对于管道两端的进程而言，就是一个文件，但它不是普通的文件，它不属于某种文件系统，而是自立门户，单独构成一种文件系统，并且只存在与内存中。 数据的读出和写入：一个进程向管道中写的内容被管道另一端的进程读出。写入的内容每次都添加在管道缓冲区的末尾，并且每次都是从缓冲区的头部读出数据。 1.2管道的创建： #includeint pipe(int fd[2]) 该函数创建的管道的两端处于一个进程中间，在实际应用中没有太大意义，因此，一个进程在由pipe()创建管道后，一般再fork一个子进程，然后通过管道实现父子进程间的通信（因此也不难推出，只要两个进程中存在亲缘关系，这里的亲缘关系指的是具有共同的祖先，都可以采用管道方式来进行通信）。1.3管道的读写规则：管道两端可分别用描述字fd[0]以及fd[1]来描述，需要注意的是，管道的两端是固定了任务的。即一端只能用于读，由描述字fd[0]表示，称其为管道读端；另一端则只能用于写，由描述字fd[1]来表示，称其为管道写端。如果试图从管道写端读取数据，或者向管道读端写入数据都将导致错误发生。一般文件的I/O函数都可以用于管道，如close、read、write等等。从管道中读取数据：如果管道的写端不存在，则认为已经读到了数据的末尾，读函数返回的读出字节数为0； 当管道的写端存在时，如果请求的字节数目大于PIPE_BUF，则返回管道中现有的数据字节数，如果请求的字节数目不大于PIPE_BUF，则返回管道中现有数据字节数（此时，管道中数据量小于请求的数据量）；或者返回请求的字节数（此时，管道中数据量不小于请求的数据量）。注：（PIPE_BUF在include/linux/limits.h中定义，不同的内核版本可能会有所不同。Posix.1要求PIPE_BUF至少为512字节，red hat 7.2中为4096）。 关于管道的读规则验证： /************** * readtest.c * **************/#include#include#includemain(){ int pipe_fd[2]; pid_t pid; char r_buf[100]; char w_buf[4]; char* p_wbuf; int r_num; int cmd; memset(r_buf,0,sizeof(r_buf)); memset(w_buf,0,sizeof(r_buf)); p_wbuf=w_buf; if(pipe(pipe_fd) { printf("pipe create error\n"); return -1; } if((pid=fork())==0) { printf("\n"); close(pipe_fd[1]); sleep(3);//确保父进程关闭写端 r_num=read(pipe_fd[0],r_buf,100);printf( "read num is %d the data read from the pipe is %d\n",r_num,atoi(r_buf)); close(pipe_fd[0]); exit(); } else if(pid>0) { close(pipe_fd[0]);//read strcpy(w_buf,"111"); if(write(pipe_fd[1],w_buf,4)!=-1) printf("parent write over\n"); close(pipe_fd[1]);//write printf("parent close fd[1] over\n"); sleep(10); } } /************************************************** * 程序输出结果： * parent write over * parent close fd[1] over * read num is 4 the data read from the pipe is 111 * 附加结论： * 管道写端关闭后，写入的数据将一直存在，直到读出为止. ****************************************************/ 向管道中写入数据：向管道中写入数据时，linux将不保证写入的原子性，管道缓冲区一有空闲区域，写进程就会试图向管道写入数据。如果读进程不读走管道缓冲区中的数据，那么写操作将一直阻塞。 注：只有在管道的读端存在时，向管道中写入数据才有意义。否则，向管道中写入数据的进程将收到内核传来的SIFPIPE信号，应用程序可以处理该信号，也可以忽略（默认动作则是应用程序终止）。 对管道的写规则的验证1：写端对读端存在的依赖性 #include#includemain(){ int pipe_fd[2]; pid_t pid; char r_buf[4]; char* w_buf; int writenum; int cmd; memset(r_buf,0,sizeof(r_buf)); if(pipe(pipe_fd) { printf("pipe create error\n"); return -1; } if((pid=fork())==0) { close(pipe_fd[0]); close(pipe_fd[1]); sleep(10); exit(); } else if(pid>0) { sleep(1); //等待子进程完成关闭读端的操作 close(pipe_fd[0]);//write w_buf="111"; if((writenum=write(pipe_fd[1],w_buf,4))==-1) printf("write to pipe error\n"); else printf("the bytes write to pipe is %d \n", writenum); close(pipe_fd[1]); } } 则输出结果为： Brokenpipe,原因就是该管道以及它的所有fork()产物的读端都已经被关闭。如果在父进程中保留读端，即在写完pipe后，再关闭父进程的读端，也会正常写入pipe，读者可自己验证一下该结论。因此，在向管道写入数据时，至少应该存在某一个进程，其中管道读端没有被关闭，否则就会出现上述错误（管道断裂,进程收到了SIGPIPE信号，默认动作是进程终止）对管道的写规则的验证2：linux不保证写管道的原子性验证 #include#include#includemain(int argc,char**argv){ int pipe_fd[2]; pid_t pid; char r_buf[4096]; char w_buf[4096*2]; int writenum; int rnum; memset(r_buf,0,sizeof(r_buf)); if(pipe(pipe_fd) { printf("pipe create error\n"); return -1; } if((pid=fork())==0) { close(pipe_fd[1]); while(1) { sleep(1); rnum=read(pipe_fd[0],r_buf,1000); printf("child: readnum is %d\n",rnum); } close(pipe_fd[0]); exit(); } else if(pid>0) { close(pipe_fd[0]);//write memset(r_buf,0,sizeof(r_buf)); if((writenum=write(pipe_fd[1],w_buf,1024))==-1) printf("write to pipe error\n"); else printf("the bytes write to pipe is %d \n", writenum); writenum=write(pipe_fd[1],w_buf,4096); close(pipe_fd[1]); } } 输出结果：the bytes write to pipe 1000the bytes write to pipe 1000 //注意，此行输出说明了写入的非原子性the bytes write to pipe 1000the bytes write to pipe 1000the bytes write to pipe 1000the bytes write to pipe 120 //注意，此行输出说明了写入的非原子性the bytes write to pipe 0the bytes write to pipe 0...... 结论：写入数目小于4096时写入是非原子的！ 如果把父进程中的两次写入字节数都改为5000，则很容易得出下面结论： 写入管道的数据量大于4096字节时，缓冲区的空闲空间将被写入数据（补齐），直到写完所有数据为止，如果没有进程读数据，则一直阻塞。1.4管道应用实例：实例一：用于shell管道可用于输入输出重定向，它将一个命令的输出直接定向到另一个命令的输入。比如，当在某个shell程序（Bourne shell或Cshell等）键入who│wc -l后，相应shell程序将创建who以及wc两个进程和这两个进程间的管道。考虑下面的命令行：$kill -l 运行结果见 附一。$kill -l | grep SIGRTMIN 运行结果如下： 30) SIGPWR 31) SIGSYS 32) SIGRTMIN 33) SIGRTMIN+134) SIGRTMIN+2 35) SIGRTMIN+3 36) SIGRTMIN+4 37) SIGRTMIN+538) SIGRTMIN+6 39) SIGRTMIN+7 40) SIGRTMIN+8 41) SIGRTMIN+942) SIGRTMIN+10 43) SIGRTMIN+11 44) SIGRTMIN+12 45) SIGRTMIN+1346) SIGRTMIN+14 47) SIGRTMIN+15 48) SIGRTMAX-15 49) SIGRTMAX-14 实例二：用于具有亲缘关系的进程间通信下面例子给出了管道的具体应用，父进程通过管道发送一些命令给子进程，子进程解析命令，并根据命令作相应处理。 #include#includemain(){ int pipe_fd[2]; pid_t pid; char r_buf[4]; char** w_buf[256]; int childexit=0; int i; int cmd; memset(r_buf,0,sizeof(r_buf)); if(pipe(pipe_fd) { printf("pipe create error\n"); return -1; } if((pid=fork())==0) //子进程：解析从管道中获取的命令，并作相应的处理 { printf("\n"); close(pipe_fd[1]); sleep(2); while(!childexit) { read(pipe_fd[0],r_buf,4); cmd=atoi(r_buf); if0) //parent: send commands to child { close(pipe_fd[0]); w_buf[0]="003"; w_buf[1]="005"; w_buf[2]="777"; w_buf[3]="000"; for(i=0;i write(pipe_fd[1],w_buf[i],4); close(pipe_fd[1]); } }//下面是子进程的命令处理函数（特定于应用）：int handle_cmd(int cmd){if(0 进程ID为pid的进程 pid=0 同一个进程组的进程 pid 进程组ID为 -pid的所有进程 pid=-1 除发送进程自身外，所有进程ID大于1的进程 Sinno是信号值，当为0时（即空信号），实际不发送任何信号，但照常进行错误检查，因此，可用于检查目标进程是否存在，以及当前进程是否具有向目标发送信号的权限（root权限的进程可以向任何进程发送信号，非root权限的进程只能向属于同一个session或者同一个用户的进程发送信号）。Kill()最常用于pid>0时的信号发送，调用成功返回 0； 否则，返回-1。注：对于pid2、raise（） #include int raise(int signo) 向进程本身发送信号，参数为即将发送的信号值。调用成功返回 0；否则，返回 -1。3、sigqueue（） #include #include int sigqueue(pid_t pid, int sig, const union sigval val) 调用成功返回 0；否则，返回 -1。sigqueue()是比较新的发送信号系统调用，主要是针对实时信号提出的（当然也支持前32种），支持信号带有参数，与函数sigaction()配合使用。sigqueue的第一个参数是指定接收信号的进程ID，第二个参数确定即将发送的信号，第三个参数是一个联合数据结构union sigval，指定了信号传递的参数，即通常所说的4字节值。 typedef union sigval { int sival_int; void *sival_ptr; }sigval_t; sigqueue()比kill()传递了更多的附加信息，但sigqueue()只能向一个进程发送信号，而不能发送信号给一个进程组。如果signo=0，将会执行错误检查，但实际上不发送任何信号，0值信号可用于检查pid的有效性以及当前进程是否有权限向目标进程发送信号。在调用sigqueue时，sigval_t指定的信息会拷贝到3参数信号处理函数（3参数信号处理函数指的是信号处理函数由sigaction安装，并设定了sa_sigaction指针，稍后将阐述）的siginfo_t结构中，这样信号处理函数就可以处理这些信息了。由于sigqueue系统调用支持发送带参数信号，所以比kill()系统调用的功能要灵活和强大得多。注：sigqueue（）发送非实时信号时，第三个参数包含的信息仍然能够传递给信号处理函数； sigqueue（）发送非实时信号时，仍然不支持排队，即在信号处理函数执行过程中到来的所有相同信号，都被合并为一个信号。4、alarm（） #include unsigned int alarm(unsigned int seconds) 专门为SIGALRM信号而设，在指定的时间seconds秒后，将向进程本身发送SIGALRM信号，又称为闹钟时间。进程调用alarm后，任何以前的alarm()调用都将无效。如果参数seconds为零，那么进程内将不再包含任何闹钟时间。 返回值，如果调用alarm（）前，进程中已经设置了闹钟时间，则返回上一个闹钟时间的剩余时间，否则返回0。5、setitimer（） #include int setitimer(int which, const struct itimerval *value, struct itimerval *ovalue)); setitimer()比alarm功能强大，支持3种类型的定时器：ITIMER_REAL： 设定绝对时间；经过指定的时间后，内核将发送SIGALRM信号给本进程； ITIMER_VIRTUAL 设定程序执行时间；经过指定的时间后，内核将发送SIGVTALRM信号给本进程； ITIMER_PROF 设定进程执行以及内核因本进程而消耗的时间和，经过指定的时间后，内核将发送ITIMER_VIRTUAL信号给本进程； Setitimer()第一个参数which指定定时器类型（上面三种之一）；第二个参数是结构itimerval的一个实例，结构itimerval形式见附录1。第三个参数可不做处理。Setitimer()调用成功返回0，否则返回-1。6、abort() #include void abort(void);向进程发送SIGABORT信号，默认情况下进程会异常退出，当然可定义自己的信号处理函数。即使SIGABORT被进程设置为阻塞信号，调用abort()后，SIGABORT仍然能被进程接收。该函数无返回值。 五、信号的安装（设置信号关联动作）如果进程要处理某一信号，那么就要在进程中安装该信号。安装信号主要用来确定信号值及进程针对该信号值的动作之间的映射关系，即进程将要处理哪个信号；该信号被传递给进程时，将执行何种操作。linux主要有两个函数实现信号的安装：signal()、sigaction()。其中signal()在可靠信号系统调用的基础上实现,是库函数。它只有两个参数，不支持信号传递信息，主要是用于前32种非实时信号的安装；而sigaction()是较新的函数（由两个系统调用实现：sys_signal以及sys_rt_sigaction），有三个参数，支持信号传递信息，主要用来与 sigqueue()系统调用配合使用，当然，sigaction()同样支持非实时信号的安装。sigaction()优于signal()主要体现在支持信号带有参数。1、signal() #include void (*signal(int signum, void (*handler))(int)))(int); 如果该函数原型不容易理解的话，可以参考下面的分解方式来理解： typedef void (*sighandler_t)(int)； sighandler_t signal(int signum, sighandler_t handler)); 第一个参数指定信号的值，第二个参数指定针对前面信号值的处理，可以忽略该信号（参数设为SIG_IGN）；可以采用系统默认方式处理信号(参数设为SIG_DFL)；也可以自己实现处理方式(参数指定一个函数地址)。 如果signal()调用成功，返回最后一次为安装信号signum而调用signal()时的handler值；失败则返回SIG_ERR。2、sigaction() #include int sigaction(int signum,const struct sigaction *act,struct sigaction *oldact));sigaction函数用于改变进程接收到特定信号后的行为。该函数的第一个参数为信号的值，可以为除SIGKILL及SIGSTOP外的任何一个特定有效的信号（为这两个信号定义自己的处理函数，将导致信号安装错误）。第二个参数是指向结构sigaction的一个实例的指针，在结构sigaction的实例中，指定了对特定信号的处理，可以为空，进程会以缺省方式对信号处理；第三个参数oldact指向的对象用来保存原来对相应信号的处理，可指定oldact为NULL。如果把第二、第三个参数都设为NULL，那么该函数可用于检查信号的有效性。第二个参数最为重要，其中包含了对指定信号的处理、信号所传递的信息、信号处理函数执行过程中应屏蔽掉哪些函数等等。sigaction结构定义如下： struct sigaction { union{ __sighandler_t _sa_handler; void (*_sa_sigaction)(int,struct siginfo *, void *)； }_u sigset_t sa_mask； unsigned long sa_flags； void (*sa_restorer)(void)； } 其中，sa_restorer，已过时，POSIX不支持它，不应再被使用。1、联合数据结构中的两个元素_sa_handler以及*_sa_sigaction指定信号关联函数，即用户指定的信号处理函数。除了可以是用户自定义的处理函数外，还可以为SIG_DFL(采用缺省的处理方式)，也可以为SIG_IGN（忽略信号）。2、由_sa_handler指定的处理函数只有一个参数，即信号值，所以信号不能传递除信号值之外的任何信息；由_sa_sigaction是指定的信号处理函数带有三个参数，是为实时信号而设的（当然同样支持非实时信号），它指定一个3参数信号处理函数。第一个参数为信号值，第三个参数没有使用（posix没有规范使用该参数的标准），第二个参数是指向siginfo_t结构的指针，结构中包含信号携带的数据值，参数所指向的结构如下： siginfo_t { int si_signo; /* 信号值，对所有信号有意义*/ int si_errno; /* errno值，对所有信号有意义*/ int si_code; /* 信号产生的原因，对所有信号有意义*/ union{ /* 联合数据结构，不同成员适应不同信号 */ //确保分配足够大的存储空间 int _pad[SI_PAD_SIZE]; //对SIGKILL有意义的结构 struct{ ... }... ... ... ... ... //对SIGILL, SIGFPE, SIGSEGV, SIGBUS有意义的结构 struct{ ... }... ... ... } } 注：为了更便于阅读，在说明问题时常把该结构表示为附录2所表示的形式。siginfo_t结构中的联合数据成员确保该结构适应所有的信号，比如对于实时信号来说，则实际采用下面的结构形式： typedef struct { int si_signo; int si_errno; int si_code; union sigval si_value; } siginfo_t; 结构的第四个域同样为一个联合数据结构： union sigval { int sival_int; void *sival_ptr; } 采用联合数据结构，说明siginfo_t结构中的si_value要么持有一个4字节的整数值，要么持有一个指针，这就构成了与信号相关的数据。在信号的处理函数中，包含这样的信号相关数据指针，但没有规定具体如何对这些数据进行操作，操作方法应该由程序开发人员根据具体任务事先约定。前面在讨论系统调用sigqueue发送信号时，sigqueue的第三个参数就是sigval联合数据结构，当调用sigqueue时，该数据结构中的数据就将拷贝到信号处理函数的第二个参数中。这样，在发送信号同时，就可以让信号传递一些附加信息。信号可以传递信息对程序开发是非常有意义的。信号参数的传递过程可图示如下： 3、sa_mask指定在信号处理程序执行过程中，哪些信号应当被阻塞。缺省情况下当前信号本身被阻塞，防止信号的嵌套发送，除非指定SA_NODEFER或者SA_NOMASK标志位。注：请注意sa_mask指定的信号阻塞的前提条件，是在由sigaction（）安装信号的处理函数执行过程中由sa_mask指定的信号才被阻塞。4、sa_flags中包含了许多标志位，包括刚刚提到的SA_NODEFER及SA_NOMASK标志位。另一个比较重要的标志位是SA_SIGINFO，当设定了该标志位时，表示信号附带的参数可以被传递到信号处理函数中，因此，应该为sigaction结构中的sa_sigaction指定处理函数，而不应该为sa_handler指定信号处理函数，否则，设置该标志变得毫无意义。即使为sa_sigaction指定了信号处理函数，如果不设置SA_SIGINFO，信号处理函数同样不能得到信号传递过来的数据，在信号处理函数中对这些信息的访问都将导致段错误（Segmentation fault）。注：很多文献在阐述该标志位时都认为，如果设置了该标志位，就必须定义三参数信号处理函数。实际不是这样的，验证方法很简单：自己实现一个单一参数信号处理函数，并在程序中设置该标志位，可以察看程序的运行结果。实际上，可以把该标志位看成信号是否传递参数的开关，如果设置该位，则传递参数；否则，不传递参数。 六、信号集及信号集操作函数：信号集被定义为一种数据类型： typedef struct { unsigned long sig[_NSIG_WORDS]； } sigset_t 信号集用来描述信号的集合，linux所支持的所有信号可以全部或部分的出现在信号集中，主要与信号阻塞相关函数配合使用。下面是为信号集操作定义的相关函数： #includeint sigemptyset(sigset_t *set)；int sigfillset(sigset_t *set)；int sigaddset(sigset_t *set, int signum)int sigdelset(sigset_t *set, int signum)；int sigismember(const sigset_t *set, int signum)； sigemptyset(sigset_t *set)初始化由set指定的信号集，信号集里面的所有信号被清空；sigfillset(sigset_t *set)调用该函数后，set指向的信号集中将包含linux支持的64种信号；sigaddset(sigset_t *set, int signum)在set指向的信号集中加入signum信号；sigdelset(sigset_t *set, int signum)在set指向的信号集中删除signum信号；sigismember(const sigset_t *set, int signum)判定信号signum是否在set指向的信号集中。 七、信号阻塞与信号未决:每个进程都有一个用来描述哪些信号递送到进程时将被阻塞的信号集，该信号集中的所有信号在递送到进程后都将被阻塞。下面是与信号阻塞相关的几个函数： #includeint sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oldset))；int sigpending(sigset_t *set));int sigsuspend(const sigset_t *mask))； sigprocmask()函数能够根据参数how来实现对信号集的操作，操作主要有三种：参数how 进程当前信号集 SIG_BLOCK 在进程当前阻塞信号集中添加set指向信号集中的信号 SIG_UNBLOCK 如果进程阻塞信号集中包含set指向信号集中的信号，则解除对该信号的阻塞 SIG_SETMASK 更新进程阻塞信号集为set指向的信号集 sigpending(sigset_t *set))获得当前已递送到进程，却被阻塞的所有信号，在set指向的信号集中返回结果。sigsuspend(const sigset_t *mask))用于在接收到某个信号之前, 临时用mask替换进程的信号掩码,并暂停进程执行，直到收到信号为止。sigsuspend返回后将恢复调用之前的信号掩码。信号处理函数完成后，进程将继续执行。该系统调用始终返回-1，并将errno设置为EINTR。附录1：结构itimerval： struct itimerval { struct timeval it_interval; /* next value */ struct timeval it_value; /* current value */ }; struct timeval { long tv_sec; /* seconds */ long tv_usec; /* microseconds */ }; 附录2：三参数信号处理函数中第二个参数的说明性描述： siginfo_t {int si_signo; /* 信号值，对所有信号有意义*/int si_errno; /* errno值，对所有信号有意义*/int si_code; /* 信号产生的原因，对所有信号有意义*/pid_t si_pid; /* 发送信号的进程ID,对kill(2),实时信号以及SIGCHLD有意义 */uid_t si_uid; /* 发送信号进程的真实用户ID，对kill(2),实时信号以及SIGCHLD有意义 */int si_status; /* 退出状态，对SIGCHLD有意义*/clock_t si_utime; /* 用户消耗的时间，对SIGCHLD有意义 */clock_t si_stime; /* 内核消耗的时间，对SIGCHLD有意义 */sigval_t si_value; /* 信号值，对所有实时有意义，是一个联合数据结构，可以为一个整数（由si_int标示，也可以为一个指针，由si_ptr标示）*/ void * si_addr; /* 触发fault的内存地址，对SIGILL,SIGFPE,SIGSEGV,SIGBUS 信号有意义*/int si_band; /* 对SIGPOLL信号有意义 */int si_fd; /* 对SIGPOLL信号有意义 */} 实际上，除了前三个元素外，其他元素组织在一个联合结构中，在联合数据结构中，又根据不同的信号组织成不同的结构。注释中提到的对某种信号有意义指的是，在该信号的处理函数中可以访问这些域来获得与信号相关的有意义的信息，只不过特定信号只对特定信息感兴趣而已。2. 信号（下）在信号（上）中，讨论了linux信号种类、来源、如何安装一个信号以及对信号集的操作。本部分则首先讨论从信号的生命周期上认识信号，或者宏观上看似简单的信号机制（进程收到信号后，作相应的处理，看上去再简单不过了），在微观上究竟是如何实现的，也是在更深层次上理解信号。接下来还讨论了信号编程的一些注意事项，最后给出了信号编程的一些实例。一、信号生命周期从信号发送到信号处理函数的执行完毕对于一个完整的信号生命周期(从信号发送到相应的处理函数执行完毕)来说，可以分为三个重要的阶段，这三个阶段由四个重要事件来刻画：信号诞生；信号在进程中注册完毕；信号在进程中的注销完毕；信号处理函数执行完毕。相邻两个事件的时间间隔构成信号生命周期的一个阶段。 下面阐述四个事件的实际意义：1. 信号"诞生"。信号的诞生指的是触发信号的事件发生（如检测到硬件异常、定时器超时以及调用信号发送函数kill()或sigqueue()等）。2. 信号在目标进程中"注册"；进程的task_struct结构中有关于本进程中未决信号的数据成员： struct sigpending pending：struct sigpending{ struct sigqueue *head, **tail; sigset_t signal;}; 第三个成员是进程中所有未决信号集，第一、第二个成员分别指向一个sigqueue类型的结构链（称之为"未决信号信息链"）的首尾，信息链中的每个sigqueue结构刻画一个特定信号所携带的信息，并指向下一个sigqueue结构:struct sigqueue{ struct sigqueue *next; siginfo_t info;} 信号在进程中注册指的就是信号值加入到进程的未决信号集中（sigpending结构的第二个成员sigset_tsignal），并且信号所携带的信息被保留到未决信号信息链的某个sigqueue结构中。只要信号在进程的未决信号集中，表明进程已经知道这些信号的存在，但还没来得及处理，或者该信号被进程阻塞。注： 当一个实时信号发送给一个进程时，不管该信号是否已经在进程中注册，都会被再注册一次，因此，信号不会丢失，因此，实时信号又叫做"可靠信号"。这意味着同一个实时信号可以在同一个进程的未决信号信息链中占有多个sigqueue结构（进程每收到一个实时信号，都会为它分配一个结构来登记该信号信息，并把该结构添加在未决信号链尾，即所有诞生的实时信号都会在目标进程中注册）； 当一个非实时信号发送给一个进程时，如果该信号已经在进程中注册，则该信号将被丢弃，造成信号丢失。因此，非实时信号又叫做"不可靠信号"。这意味着同一个非实时信号在进程的未决信号信息链中，至多占有一个sigqueue结构（一个非实时信号诞生后，（1）、如果发现相同的信号已经在目标结构中注册，则不再注册，对于进程来说，相当于不知道本次信号发生，信号丢失；（2）、如果进程的未决信号中没有相同信号，则在进程中注册自己）。3. 信号在进程中的注销。在目标进程执行过程中，会检测是否有信号等待处理（每次从系统空间返回到用户空间时都做这样的检查）。如果存在未决信号等待处理且该信号没有被进程阻塞，则在运行相应的信号处理函数前，进程会把信号在未决信号链中占有的结构卸掉。是否将信号从进程未决信号集中删除对于实时与非实时信号是不同的。对于非实时信号来说，由于在未决信号信息链中最多只占用一个sigqueue结构，因此该结构被释放后，应该把信号在进程未决信号集中删除（信号注销完毕）；而对于实时信号来说，可能在未决信号信息链中占用多个sigqueue结构，因此应该针对占用sigqueue结构的数目区别对待：如果只占用一个sigqueue结构（进程只收到该信号一次），则应该把信号在进程的未决信号集中删除（信号注销完毕）。否则，不应该在进程的未决信号集中删除该信号（信号注销完毕）。 进程在执行信号相应处理函数之前，首先要把信号在进程中注销。4. 信号生命终止。进程注销信号后，立即执行相应的信号处理函数，执行完毕后，信号的本次发送对进程的影响彻底结束。注： 1）信号注册与否，与发送信号的函数（如kill()或sigqueue()等）以及信号安装函数（signal()及sigaction()）无关，只与信号值有关（信号值小于SIGRTMIN的信号最多只注册一次，信号值在SIGRTMIN及SIGRTMAX之间的信号，只要被进程接收到就被注册）。 2）在信号被注销到相应的信号处理函数执行完毕这段时间内，如果进程又收到同一信号多次，则对实时信号来说，每一次都会在进程中注册；而对于非实时信号来说，无论收到多少次信号，都会视为只收到一个信号，只在进程中注册一次。 二、信号编程注意事项1. 防止不该丢失的信号丢失。如果对八中所提到的信号生命周期理解深刻的话，很容易知道信号会不会丢失，以及在哪里丢失。2. 程序的可移植性 考虑到程序的可移植性，应该尽量采用POSIX信号函数，POSIX信号函数主要分为两类：o POSIX 1003.1信号函数：Kill()、sigaction()、sigaddset()、sigdelset()、sigemptyset()、sigfillset()、sigismember()、sigpending()、sigprocmask()、sigsuspend()。o POSIX 1003.1b信号函数。POSIX 1003.1b在信号的实时性方面对POSIX1003.1做了扩展，包括以下三个函数：sigqueue()、sigtimedwait()、sigwaitinfo()。其中，sigqueue主要针对信号发送，而sigtimedwait及sigwaitinfo()主要用于取代sigsuspend()函数，后面有相应实例。#includeint sigwaitinfo(sigset_t *set, siginfo_t *info). 该函数与sigsuspend()类似，阻塞一个进程直到特定信号发生，但信号到来时不执行信号处理函数，而是返回信号值。因此为了避免执行相应的信号处理函数，必须在调用该函数前，使进程屏蔽掉set指向的信号，因此调用该函数的典型代码是：sigset_t newmask;int rcvd_sig;siginfo_t info; sigemptyset(&newmask);sigaddset(&newmask, SIGRTMIN);sigprocmask(SIG_BLOCK, &newmask, NULL);rcvd_sig = sigwaitinfo(&newmask, &info)if (rcvd_sig == -1) { ..} 调用成功返回信号值，否则返回-1。sigtimedwait()功能相似，只不过增加了一个进程等待的时间。3. 程序的稳定性。 为了增强程序的稳定性，在信号处理函数中应使用可重入函数。信号处理程序中应当使用可再入（可重入）函数（注：所谓可重入函数是指一个可以被多个任务调用的过程，任务在调用时不必担心数据是否会出错）。因为进程在收到信号后，就将跳转到信号处理函数去接着执行。如果信号处理函数中使用了不可重入函数，那么信号处理函数可能会修改原来进程中不应该被修改的数据，这样进程从信号处理函数中返回接着执行时，可能会出现不可预料的后果。不可再入函数在信号处理函数中被视为不安全函数。满足下列条件的函数多数是不可再入的：（1）使用静态的数据结构，如getlogin()，gmtime()，getgrgid()，getgrnam()，getpwuid()以及getpwnam()等等；（2）函数实现时，调用了malloc（）或者free()函数；（3）实现时使用了标准I/O函数的。The Open Group视下列函数为可再入的：_exit（）、access（）、alarm（）、cfgetispeed（）、cfgetospeed（）、cfsetispeed（）、cfsetospeed（）、chdir（）、chmod（）、chown（）、close（）、creat（）、dup（）、dup2（）、execle（）、execve（）、fcntl（）、fork（）、fpathconf（）、fstat（）、fsync（）、getegid（）、geteuid（）、getgid（）、getgroups（）、getpgrp（）、getpid（）、getppid（）、getuid（）、kill（）、link（）、lseek（）、mkdir（）、mkfifo（）、open（）、pathconf（）、pause（）、pipe（）、raise（）、read（）、rename（）、rmdir（）、setgid（）、setpgid（）、setsid（）、setuid（）、sigaction（）、sigaddset（）、sigdelset（）、sigemptyset（）、sigfillset（）、sigismember（）、signal（）、sigpending（）、sigprocmask（）、sigsuspend（）、sleep（）、stat（）、sysconf（）、tcdrain（）、tcflow（）、tcflush（）、tcgetattr（）、tcgetpgrp（）、tcsendbreak（）、tcsetattr（）、tcsetpgrp（）、time（）、times（）、umask（）、uname（）、unlink（）、utime（）、wait（）、waitpid（）、write（）。即使信号处理函数使用的都是"安全函数"，同样要注意进入处理函数时，首先要保存errno的值，结束时，再恢复原值。因为，信号处理过程中，errno值随时可能被改变。另外，longjmp()以及siglongjmp()没有被列为可再入函数，因为不能保证紧接着两个函数的其它调用是安全的。 三、深入浅出：信号应用实例linux下的信号应用并没有想象的那么恐怖，程序员所要做的最多只有三件事情：1. 安装信号（推荐使用sigaction()）；2. 实现三参数信号处理函数，handler(int signal,struct siginfo *info, void *)；3. 发送信号，推荐使用sigqueue()。实际上，对有些信号来说，只要安装信号就足够了（信号处理方式采用缺省或忽略）。其他可能要做的无非是与信号集相关的几种操作。实例一：信号发送及处理 实现一个信号接收程序sigreceive（其中信号安装由sigaction（））。#include#include#includevoid new_op(int,siginfo_t*,void*);int main(int argc,char**argv){ struct sigaction act; int sig; sig=atoi(argv[1]); sigemptyset(&act.sa_mask); act.sa_flags=SA_SIGINFO; act.sa_sigaction=new_op; if(sigaction(sig,&act,NULL) { printf("install sigal error\n"); } while(1) { sleep(2); printf("wait for the signal\n"); }}void new_op(int signum,siginfo_t *info,void *myact){ printf("receive signal %d", signum); sleep(5);} 说明，命令行参数为信号值，后台运行sigreceive signo &，可获得该进程的ID，假设为pid，然后再另一终端上运行kill -s signo pid验证信号的发送接收及处理。同时，可验证信号的排队问题。 注：可以用sigqueue实现一个命令行信号发送程序sigqueuesend，见 附录1。实例二：信号传递附加信息 主要包括两个实例：1. 向进程本身发送信号，并传递指针参数；#include#include#includevoid new_op(int,siginfo_t*,void*);int main(int argc,char**argv){ struct sigaction act; union sigval mysigval; int i; int sig; pid_t pid; char data[10]; memset(data,0,sizeof(data)); for(i=0;i data[i]='2'; mysigval.sival_ptr=data; sig=atoi(argv[1]); pid=getpid(); sigemptyset(&act.sa_mask); act.sa_sigaction=new_op;//三参数信号处理函数 act.sa_flags=SA_SIGINFO;//信息传递开关 if(sigaction(sig,&act,NULL) { printf("install sigal error\n"); } while(1) { sleep(2); printf("wait for the signal\n"); sigqueue(pid,sig,mysigval);//向本进程发送信号，并传递附加信息 } } void new_op(int signum,siginfo_t *info,void *myact)//三参数信号处理函数的实现{ int i; for(i=0;i { printf("%c\n ",(*( (char*)((*info).si_ptr)+i))); } printf("handle signal %d over;",signum);} 这个例子中，信号实现了附加信息的传递，信号究竟如何对这些信息进行处理则取决于具体的应用。2. 2、 不同进程间传递整型参数：把1中的信号发送和接收放在两个程序中，并且在发送过程中传递整型参数。 信号接收程序：#include#include#includevoid new_op(int,siginfo_t*,void*);int main(int argc,char**argv){ struct sigaction act; int sig; pid_t pid; pid=getpid(); sig=atoi(argv[1]); sigemptyset(&act.sa_mask); act.sa_sigaction=new_op; act.sa_flags=SA_SIGINFO; if(sigaction(sig,&act,NULL) { printf("install sigal error\n"); } while(1) { sleep(2); printf("wait for the signal\n"); } }void new_op(int signum,siginfo_t *info,void *myact){ printf("the int value is %d \n",info->si_int);} 信号发送程序：命令行第二个参数为信号值，第三个参数为接收进程ID。#include#include#include#includemain(int argc,char**argv){ pid_t pid; int signum; union sigval mysigval; signum=atoi(argv[1]); pid=(pid_t)atoi(argv[2]); mysigval.sival_int=8;//不代表具体含义，只用于说明问题 if(sigqueue(pid,signum,mysigval)==-1) printf("send error\n"); sleep(2);} 注：实例2的两个例子侧重点在于用信号来传递信息，目前关于在linux下通过信号传递信息的实例非常少，倒是Unix下有一些，但传递的基本上都是关于传递一个整数，传递指针的我还没看到。我一直没有实现不同进程间的指针传递（实际上更有意义），也许在实现方法上存在问题吧，请实现者email我。实例三：信号阻塞及信号集操作#include "signal.h"#include "unistd.h"static void my_op(int);main(){ sigset_t new_mask,old_mask,pending_mask; struct sigaction act; sigemptyset(&act.sa_mask); act.sa_flags=SA_SIGINFO; act.sa_sigaction=(void*)my_op; if(sigaction(SIGRTMIN+10,&act,NULL)) printf("install signal SIGRTMIN+10 error\n"); sigemptyset(&new_mask); sigaddset(&new_mask,SIGRTMIN+10); if(sigprocmask(SIG_BLOCK, &new_mask,&old_mask)) printf("block signal SIGRTMIN+10 error\n"); sleep(10); printf("now begin to get pending mask and unblock SIGRTMIN+10\n"); if(sigpending(&pending_mask) printf("get pending mask error\n"); if(sigismember(&pending_mask,SIGRTMIN+10)) printf("signal SIGRTMIN+10 is pending\n"); if(sigprocmask(SIG_SETMASK,&old_mask,NULL) printf("unblock signal error\n"); printf("signal unblocked\n"); sleep(10);}static void my_op(int signum){ printf("receive signal %d \n",signum);} 编译该程序，并以后台方式运行。在另一终端向该进程发送信号(运行kill -s 42 pid，SIGRTMIN+10为42)，查看结果可以看出几个关键函数的运行机制，信号集相关操作比较简单。注：在上面几个实例中，使用了printf()函数，只是作为诊断工具，pringf()函数是不可重入的，不应在信号处理函数中使用。 结束语：系统地对linux信号机制进行分析、总结使我受益匪浅！感谢王小乐等网友的支持！ Comments and suggestions are greatly welcome! 附录1：用sigqueue实现的命令行信号发送程序sigqueuesend，命令行第二个参数是发送的信号值，第三个参数是接收该信号的进程ID，可以配合实例一使用：#include#include#includeint main(int argc,char**argv){ pid_t pid; int sig; sig=atoi(argv[1]); pid=atoi(argv[2]); sigqueue(pid,sig,NULL); sleep(2);} Linux环境进程间通信系列（三）：消息队列 收藏 消息队列本系列文章中的前两部分，我们探讨管道及信号两种通信机制，本文将深入第三部分，介绍系统 V 消息队列及其相应 API。消息队列（也叫做报文队列）能够克服早期unix通信机制的一些缺点。作为早期unix通信机制之一的信号能够传送的信息量有限，后来虽然POSIX1003.1b在信号的实时性方面作了拓广，使得信号在传递信息量方面有了相当程度的改进，但是信号这种通信方式更像"即时"的通信方式，它要求接受信号的进程在某个时间范围内对信号做出反应，因此该信号最多在接受信号进程的生命周期内才有意义，信号所传递的信息是接近于随进程持续的概念（process-persistent），见 附录1；管道及有名管道及有名管道则是典型的随进程持续IPC，并且，只能传送无格式的字节流无疑会给应用程序开发带来不便，另外，它的缓冲区大小也受到限制。消息队列就是一个消息的链表。可以把消息看作一个记录，具有特定的格式以及特定的优先级。对消息队列有写权限的进程可以向中按照一定的规则添加新消息；对消息队列有读权限的进程则可以从消息队列中读走消息。消息队列是随内核持续的（参见 附录 1）。目前主要有两种类型的消息队列：POSIX消息队列以及系统V消息队列，系统V消息队列目前被大量使用。考虑到程序的可移植性，新开发的应用程序应尽量使用POSIX消息队列。在本系列专题的序（深刻理解Linux进程间通信（IPC））中，提到对于消息队列、信号灯、以及共享内存区来说，有两个实现版本：POSIX的以及系统V的。Linux内核（内核2.4.18）支持POSIX信号灯、POSIX共享内存区以及POSIX消息队列，但对于主流Linux发行版本之一redhad8.0（内核2.4.18），还没有提供对POSIX进程间通信API的支持，不过应该只是时间上的事。因此，本文将主要介绍系统V消息队列及其相应API。 在没有声明的情况下，以下讨论中指的都是系统V消息队列。一、消息队列基本概念1. 系统V消息队列是随内核持续的，只有在内核重起或者显示删除一个消息队列时，该消息队列才会真正被删除。因此系统中记录消息队列的数据结构（structipc_ids msg_ids）位于内核中，系统中的所有消息队列都可以在结构msg_ids中找到访问入口。2. 消息队列就是一个消息的链表。每个消息队列都有一个队列头，用结构struct msg_queue来描述（参见 附录2）。队列头中包含了该消息队列的大量信息，包括消息队列键值、用户ID、组ID、消息队列中消息数目等等，甚至记录了最近对消息队列读写进程的ID。读者可以访问这些信息，也可以设置其中的某些信息。3. 下图说明了内核与消息队列是怎样建立起联系的： 其中：struct ipc_ids msg_ids是内核中记录消息队列的全局数据结构；struct msg_queue是每个消息队列的队列头。从上图可以看出，全局数据结构 struct ipc_ids msg_ids可以访问到每个消息队列头的第一个成员：struct kern_ipc_perm；而每个structkern_ipc_perm能够与具体的消息队列对应起来是因为在该结构中，有一个key_t类型成员key，而key则唯一确定一个消息队列。kern_ipc_perm结构如下： struct kern_ipc_perm{ //内核中记录消息队列的全局数据结构msg_ids能够访问到该结构； key_t key; //该键值则唯一对应一个消息队列 uid_t uid; gid_t gid;uid_t cuid;gid_t cgid;mode_t mode;unsigned long seq;} 二、操作消息队列对消息队列的操作无非有下面三种类型：1、 打开或创建消息队列 消息队列的内核持续性要求每个消息队列都在系统范围内对应唯一的键值，所以，要获得一个消息队列的描述字，只需提供该消息队列的键值即可；注：消息队列描述字是由在系统范围内唯一的键值生成的，而键值可以看作对应系统内的一条路经。2、 读写操作消息读写操作非常简单，对开发人员来说，每个消息都类似如下的数据结构： struct msgbuf{long mtype;char mtext[1];}; mtype成员代表消息类型，从消息队列中读取消息的一个重要依据就是消息的类型；mtext是消息内容，当然长度不一定为1。因此，对于发送消息来说，首先预置一个msgbuf缓冲区并写入消息类型和内容，调用相应的发送函数即可；对读取消息来说，首先分配这样一个msgbuf缓冲区，然后把消息读入该缓冲区即可。3、 获得或设置消息队列属性：消息队列的信息基本上都保存在消息队列头中，因此，可以分配一个类似于消息队列头的结构(struct msqid_ds，见 附录 2)，来返回消息队列的属性；同样可以设置该数据结构。 消息队列API1、文件名到键值 #include#includekey_t ftok (char*pathname, char proj)； 它返回与路径pathname相对应的一个键值。该函数不直接对消息队列操作，但在调用ipc(MSGGET,…)或msgget()来获得消息队列描述字前，往往要调用该函数。典型的调用代码是： key=ftok(path_ptr, 'a'); ipc_id=ipc(MSGGET, (int)key, flags,0,NULL,0); … 2、linux为操作系统V进程间通信的三种方式（消息队列、信号灯、共享内存区）提供了一个统一的用户界面： int ipc(unsigned int call, int first, int second, int third, void * ptr, long fifth);第一个参数指明对IPC对象的操作方式，对消息队列而言共有四种操作：MSGSND、MSGRCV、MSGGET以及MSGCTL，分别代表向消息队列发送消息、从消息队列读取消息、打开或创建消息队列、控制消息队列；first参数代表唯一的IPC对象；下面将介绍四种操作。int ipc( MSGGET, intfirst, intsecond, intthird, void*ptr, longfifth); 与该操作对应的系统V调用为：int msgget( (key_t)first，second)。 int ipc( MSGCTL, intfirst, intsecond, intthird, void*ptr, longfifth) 与该操作对应的系统V调用为：int msgctl( first，second, (struct msqid_ds*) ptr)。 int ipc( MSGSND, intfirst, intsecond, intthird, void*ptr, longfifth); 与该操作对应的系统V调用为：int msgsnd( first, (struct msgbuf*)ptr, second, third)。 int ipc( MSGRCV, intfirst, intsecond, intthird, void*ptr, longfifth); 与该操作对应的系统V调用为：int msgrcv( first，(struct msgbuf*)ptr, second, fifth,third)， 注：本人不主张采用系统调用ipc()，而更倾向于采用系统V或者POSIX进程间通信API。原因如下：虽然该系统调用提供了统一的用户界面，但正是由于这个特性，它的参数几乎不能给出特定的实际意义（如以first、second来命名参数），在一定程度上造成开发不便。 正如ipc手册所说的：ipc()是linux所特有的，编写程序时应注意程序的移植性问题； 该系统调用的实现不过是把系统V IPC函数进行了封装，没有任何效率上的优势； 系统V在IPC方面的API数量不多，形式也较简洁。 3.系统V消息队列API 系统V消息队列API共有四个，使用时需要包括几个头文件： #include#include#include 1）int msgget(key_t key, int msgflg)参数key是一个键值，由ftok获得；msgflg参数是一些标志位。该调用返回与健值key相对应的消息队列描述字。在以下两种情况下，该调用将创建一个新的消息队列：如果没有消息队列与健值key相对应，并且msgflg中包含了IPC_CREAT标志位； key参数为IPC_PRIVATE； 参数msgflg可以为以下：IPC_CREAT、IPC_EXCL、IPC_NOWAIT或三者的或结果。调用返回：成功返回消息队列描述字，否则返回-1。注：参数key设置成常数IPC_PRIVATE并不意味着其他进程不能访问该消息队列，只意味着即将创建新的消息队列。2）int msgrcv(int msqid, struct msgbuf *msgp, int msgsz, long msgtyp, int msgflg); 该系统调用从msgid代表的消息队列中读取一个消息，并把消息存储在msgp指向的msgbuf结构中。msqid为消息队列描述字；消息返回后存储在msgp指向的地址，msgsz指定msgbuf的mtext成员的长度（即消息内容的长度），msgtyp为请求读取的消息类型；读消息标志msgflg可以为以下几个常值的或：IPC_NOWAIT 如果没有满足条件的消息，调用立即返回，此时，errno=ENOMSG IPC_EXCEPT 与msgtyp>0配合使用，返回队列中第一个类型不为msgtyp的消息 IPC_NOERROR 如果队列中满足条件的消息内容大于所请求的msgsz字节，则把该消息截断，截断部分将丢失。 msgrcv手册中详细给出了消息类型取不同值时(>0;msgrcv()解除阻塞的条件有三个：1. 消息队列中有了满足条件的消息；2. msqid代表的消息队列被删除；3. 调用msgrcv（）的进程被信号中断； 调用返回：成功返回读出消息的实际字节数，否则返回-1。3）int msgsnd(int msqid, struct msgbuf *msgp, int msgsz, int msgflg); 向msgid代表的消息队列发送一个消息，即将发送的消息存储在msgp指向的msgbuf结构中，消息的大小由msgze指定。对发送消息来说，有意义的msgflg标志为IPC_NOWAIT，指明在消息队列没有足够空间容纳要发送的消息时，msgsnd是否等待。造成msgsnd()等待的条件有两种：当前消息的大小与当前消息队列中的字节数之和超过了消息队列的总容量； 当前消息队列的消息数（单位"个"）不小于消息队列的总容量（单位"字节数"），此时，虽然消息队列中的消息数目很多，但基本上都只有一个字节。msgsnd()解除阻塞的条件有三个：1. 不满足上述两个条件，即消息队列中有容纳该消息的空间；2. msqid代表的消息队列被删除；3. 调用msgsnd（）的进程被信号中断； 调用返回：成功返回0，否则返回-1。4）int msgctl(int msqid, int cmd, struct msqid_ds *buf); 该系统调用对由msqid标识的消息队列执行cmd操作，共有三种cmd操作：IPC_STAT、IPC_SET 、IPC_RMID。1. IPC_STAT：该命令用来获取消息队列信息，返回的信息存贮在buf指向的msqid结构中；2. IPC_SET：该命令用来设置消息队列的属性，要设置的属性存储在buf指向的msqid结构中；可设置属性包括：msg_perm.uid、msg_perm.gid、msg_perm.mode以及msg_qbytes，同时，也影响msg_ctime成员。3. IPC_RMID：删除msqid标识的消息队列； 调用返回：成功返回0，否则返回-1。 三、消息队列的限制每个消息队列的容量（所能容纳的字节数）都有限制，该值因系统不同而不同。在后面的应用实例中，输出了redhat 8.0的限制，结果参见 附录 3。另一个限制是每个消息队列所能容纳的最大消息数：在redhad 8.0中，该限制是受消息队列容量制约的：消息个数要小于消息队列的容量（字节数）。注：上述两个限制是针对每个消息队列而言的，系统对消息队列的限制还有系统范围内的最大消息队列个数，以及整个系统范围内的最大消息数。一般来说，实际开发过程中不会超过这个限制。 四、消息队列应用实例消息队列应用相对较简单，下面实例基本上覆盖了对消息队列的所有操作，同时，程序输出结果有助于加深对前面所讲的某些规则及消息队列限制的理解。 #include#include#includevoid msg_stat(int,struct msqid_ds );main(){int gflags,sflags,rflags;key_t key;int msgid;int reval;struct msgsbuf{ int mtype; char mtext[1]; }msg_sbuf;struct msgmbuf { int mtype; char mtext[10]; }msg_rbuf;struct msqid_ds msg_ginfo,msg_sinfo;char* msgpath="/unix/msgqueue";key=ftok(msgpath,'a');gflags=IPC_CREAT|IPC_EXCL;msgid=msgget(key,gflags|00666);if(msgid==-1){ printf("msg create error\n"); return;}//创建一个消息队列后，输出消息队列缺省属性msg_stat(msgid,msg_ginfo);sflags=IPC_NOWAIT;msg_sbuf.mtype=10;msg_sbuf.mtext[0]='a';reval=msgsnd(msgid,&msg_sbuf,sizeof(msg_sbuf.mtext),sflags);if(reval==-1){ printf("message send error\n");}//发送一个消息后，输出消息队列属性msg_stat(msgid,msg_ginfo);rflags=IPC_NOWAIT|MSG_NOERROR;reval=msgrcv(msgid,&msg_rbuf,4,10,rflags);if(reval==-1) printf("read msg error\n");else printf("read from msg queue %d bytes\n",reval);//从消息队列中读出消息后，输出消息队列属性msg_stat(msgid,msg_ginfo);msg_sinfo.msg_perm.uid=8;//just a trymsg_sinfo.msg_perm.gid=8;//msg_sinfo.msg_qbytes=16388;//此处验证超级用户可以更改消息队列的缺省msg_qbytes//注意这里设置的值大于缺省值reval=msgctl(msgid,IPC_SET,&msg_sinfo);if(reval==-1){ printf("msg set info error\n"); return;}msg_stat(msgid,msg_ginfo);//验证设置消息队列属性reval=msgctl(msgid,IPC_RMID,NULL);//删除消息队列if(reval==-1){ printf("unlink msg queue error\n"); return;}}void msg_stat(int msgid,struct msqid_ds msg_info){int reval;sleep(1);//只是为了后面输出时间的方便reval=msgctl(msgid,IPC_STAT,&msg_info);if(reval==-1){ printf("get msg info error\n"); return;}printf("\n");printf("current number of bytes on queue is %d\n",msg_info.msg_cbytes);printf("number of messages in queue is %d\n",msg_info.msg_qnum);printf("max number of bytes on queue is %d\n",msg_info.msg_qbytes);//每个消息队列的容量（字节数）都有限制MSGMNB，值的大小因系统而异。在创建新的消息队列时，//msg_qbytes的缺省值就是MSGMNBprintf("pid of last msgsnd is %d\n",msg_info.msg_lspid);printf("pid of last msgrcv is %d\n",msg_info.msg_lrpid);printf("last msgsnd time is %s", ctime(&(msg_info.msg_stime)));printf("last msgrcv time is %s", ctime(&(msg_info.msg_rtime)));printf("last change time is %s", ctime(&(msg_info.msg_ctime)));printf("msg uid is %d\n",msg_info.msg_perm.uid);printf("msg gid is %d\n",msg_info.msg_perm.gid);} 程序输出结果见 附录 3。 小结：消息队列与管道以及有名管道相比，具有更大的灵活性，首先，它提供有格式字节流，有利于减少开发人员的工作量；其次，消息具有类型，在实际应用中，可作为优先级使用。这两点是管道以及有名管道所不能比的。同样，消息队列可以在几个进程间复用，而不管这几个进程是否具有亲缘关系，这一点与有名管道很相似；但消息队列是随内核持续的，与有名管道（随进程持续）相比，生命力更强，应用空间更大。附录 1： 在参考文献[1]中，给出了IPC随进程持续、随内核持续以及随文件系统持续的定义：1. 随进程持续：IPC一直存在到打开IPC对象的最后一个进程关闭该对象为止。如管道和有名管道；2. 随内核持续：IPC一直持续到内核重新自举或者显示删除该对象为止。如消息队列、信号灯以及共享内存等；3. 随文件系统持续：IPC一直持续到显示删除该对象为止。 附录 2： 结构msg_queue用来描述消息队列头，存在于系统空间： struct msg_queue { struct kern_ipc_perm q_perm; time_t q_stime; /* last msgsnd time */ time_t q_rtime; /* last msgrcv time */ time_t q_ctime; /* last change time */ unsigned long q_cbytes; /* current number of bytes on queue */ unsigned long q_qnum; /* number of messages in queue */ unsigned long q_qbytes; /* max number of bytes on queue */ pid_t q_lspid; /* pid of last msgsnd */ pid_t q_lrpid; /* last receive pid */ struct list_head q_messages; struct list_head q_receivers; struct list_head q_senders;}; 结构msqid_ds用来设置或返回消息队列的信息，存在于用户空间； struct msqid_ds { struct ipc_perm msg_perm; struct msg *msg_first; /* first message on queue,unused */ struct msg *msg_last; /* last message in queue,unused */ __kernel_time_t msg_stime; /* last msgsnd time */ __kernel_time_t msg_rtime; /* last msgrcv time */ __kernel_time_t msg_ctime; /* last change time */ unsigned long msg_lcbytes; /* Reuse junk fields for 32 bit */ unsigned long msg_lqbytes; /* ditto */ unsigned short msg_cbytes; /* current number of bytes on queue */ unsigned short msg_qnum; /* number of messages in queue */ unsigned short msg_qbytes; /* max number of bytes on queue */ __kernel_ipc_pid_t msg_lspid; /* pid of last msgsnd */ __kernel_ipc_pid_t msg_lrpid; /* last receive pid */}; //可以看出上述两个结构很相似。附录 3： 消息队列实例输出结果： current number of bytes on queue is 0number of messages in queue is 0max number of bytes on queue is 16384pid of last msgsnd is 0pid of last msgrcv is 0last msgsnd time is Thu Jan 1 08:00:00 1970last msgrcv time is Thu Jan 1 08:00:00 1970last change time is Sun Dec 29 18:28:20 2002msg uid is 0msg gid is 0//上面刚刚创建一个新消息队列时的输出current number of bytes on queue is 1number of messages in queue is 1max number of bytes on queue is 16384pid of last msgsnd is 2510pid of last msgrcv is 0last msgsnd time is Sun Dec 29 18:28:21 2002last msgrcv time is Thu Jan 1 08:00:00 1970last change time is Sun Dec 29 18:28:20 2002msg uid is 0msg gid is 0read from msg queue 1 bytes//实际读出的字节数current number of bytes on queue is 0number of messages in queue is 0max number of bytes on queue is 16384 //每个消息队列最大容量（字节数）pid of last msgsnd is 2510pid of last msgrcv is 2510last msgsnd time is Sun Dec 29 18:28:21 2002last msgrcv time is Sun Dec 29 18:28:22 2002last change time is Sun Dec 29 18:28:20 2002msg uid is 0msg gid is 0current number of bytes on queue is 0number of messages in queue is 0max number of bytes on queue is 16388 //可看出超级用户可修改消息队列最大容量pid of last msgsnd is 2510pid of last msgrcv is 2510 //对操作消息队列进程的跟踪last msgsnd time is Sun Dec 29 18:28:21 2002last msgrcv time is Sun Dec 29 18:28:22 2002last change time is Sun Dec 29 18:28:23 2002 //msgctl()调用对msg_ctime有影响msg uid is 8msg gid is 8 Linux环境进程间通信系列（五）：共享内存 收藏 共享内存（上）共享内存可以说是最有用的进程间通信方式，也是最快的IPC形式。两个不同进程A、B共享内存的意思是，同一块物理内存被映射到进程A、B各自的进程地址空间。进程A可以即时看到进程B对共享内存中数据的更新，反之亦然。由于多个进程共享同一块内存区域，必然需要某种同步机制，互斥锁和信号量都可以。采用共享内存通信的一个显而易见的好处是效率高，因为进程可以直接读写内存，而不需要任何数据的拷贝。对于像管道和消息队列等通信方式，则需要在内核和用户空间进行四次的数据拷贝，而共享内存则只拷贝两次数据[1]：一次从输入文件到共享内存区，另一次从共享内存区到输出文件。实际上，进程之间在共享内存时，并不总是读写少量数据后就解除映射，有新的通信时，再重新建立共享内存区域。而是保持共享区域，直到通信完毕为止，这样，数据内容一直保存在共享内存中，并没有写回文件。共享内存中的内容往往是在解除映射时才写回文件的。因此，采用共享内存的通信方式效率是非常高的。Linux的2.2.x内核支持多种共享内存方式，如mmap()系统调用，Posix共享内存，以及系统V共享内存。linux发行版本如Redhat8.0支持mmap()系统调用及系统V共享内存，但还没实现Posix共享内存，本文将主要介绍mmap()系统调用及系统V共享内存API的原理及应用。一、内核怎样保证各个进程寻址到同一个共享内存区域的内存页面1、page cache及swap cache中页面的区分：一个被访问文件的物理页面都驻留在page cache或swapcache中，一个页面的所有信息由struct page来描述。struct page中有一个域为指针mapping ，它指向一个structaddress_space类型结构。page cache或swapcache中的所有页面就是根据address_space结构以及一个偏移量来区分的。2、文件与address_space结构的对应：一个具体的文件在打开后，内核会在内存中为之建立一个structinode结构，其中的i_mapping域指向一个address_space结构。这样，一个文件就对应一个address_space结构，一个address_space与一个偏移量能够确定一个page cache 或swapcache中的一个页面。因此，当要寻址某个数据时，很容易根据给定的文件及数据在文件内的偏移量而找到相应的页面。3、进程调用mmap()时，只是在进程空间内新增了一块相应大小的缓冲区，并设置了相应的访问标识，但并没有建立进程空间到物理页面的映射。因此，第一次访问该空间时，会引发一个缺页异常。4、对于共享内存映射情况，缺页异常处理程序首先在swapcache中寻找目标页（符合address_space以及偏移量的物理页），如果找到，则直接返回地址；如果没有找到，则判断该页是否在交换区(swap area)，如果在，则执行一个换入操作；如果上述两种情况都不满足，处理程序将分配新的物理页面，并把它插入到pagecache中。进程最终将更新进程页表。 注：对于映射普通文件情况（非共享映射），缺页异常处理程序首先会在pagecache中根据address_space以及数据偏移量寻找相应的页面。如果没有找到，则说明文件数据还没有读入内存，处理程序会从磁盘读入相应的页面，并返回相应地址，同时，进程页表也会更新。5、所有进程在映射同一个共享内存区域时，情况都一样，在建立线性地址与物理地址之间的映射之后，不论进程各自的返回地址如何，实际访问的必然是同一个共享内存区域对应的物理页面。 注：一个共享内存区域可以看作是特殊文件系统shm中的一个文件，shm的安装点在交换区上。上面涉及到了一些数据结构，围绕数据结构理解问题会容易一些。 二、mmap()及其相关系统调用mmap()系统调用使得进程之间通过映射同一个普通文件实现共享内存。普通文件被映射到进程地址空间后，进程可以向访问普通内存一样对文件进行访问，不必再调用read()，write（）等操作。注：实际上，mmap()系统调用并不是完全为了用于共享内存而设计的。它本身提供了不同于一般对普通文件的访问方式，进程可以像读写内存一样对普通文件的操作。而Posix或系统V的共享内存IPC则纯粹用于共享目的，当然mmap()实现共享内存也是其主要应用之一。1、mmap()系统调用形式如下：void* mmap ( void * addr , size_t len , int prot , int flags , int fd , off_t offset ) 参数fd为即将映射到进程空间的文件描述字，一般由open()返回，同时，fd可以指定为-1，此时须指定flags参数中的MAP_ANON，表明进行的是匿名映射（不涉及具体的文件名，避免了文件的创建及打开，很显然只能用于具有亲缘关系的进程间通信）。len是映射到调用进程地址空间的字节数，它从被映射文件开头offset个字节开始算起。prot 参数指定共享内存的访问权限。可取如下几个值的或：PROT_READ（可读） ,PROT_WRITE （可写）, PROT_EXEC （可执行）,PROT_NONE（不可访问）。flags由以下几个常值指定：MAP_SHARED , MAP_PRIVATE ,MAP_FIXED，其中，MAP_SHARED ,MAP_PRIVATE必选其一，而MAP_FIXED则不推荐使用。offset参数一般设为0，表示从文件头开始映射。参数addr指定文件应被映射到进程空间的起始地址，一般被指定一个空指针，此时选择起始地址的任务留给内核来完成。函数的返回值为最后文件映射到进程空间的地址，进程可直接操作起始地址为该值的有效地址。这里不再详细介绍mmap()的参数，读者可参考mmap()手册页获得进一步的信息。2、系统调用mmap()用于共享内存的两种方式：（1）使用普通文件提供的内存映射：适用于任何进程之间；此时，需要打开或创建一个文件，然后再调用mmap()；典型调用代码如下： fd=open(name, flag, mode);if(fd ... ptr=mmap(NULL, len , PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED , fd , 0); 通过mmap()实现共享内存的通信方式有许多特点和要注意的地方，我们将在范例中进行具体说明。（2）使用特殊文件提供匿名内存映射：适用于具有亲缘关系的进程之间；由于父子进程特殊的亲缘关系，在父进程中先调用mmap()，然后调用fork()。那么在调用fork()之后，子进程继承父进程匿名映射后的地址空间，同样也继承mmap()返回的地址，这样，父子进程就可以通过映射区域进行通信了。注意，这里不是一般的继承关系。一般来说，子进程单独维护从父进程继承下来的一些变量。而mmap()返回的地址，却由父子进程共同维护。对于具有亲缘关系的进程实现共享内存最好的方式应该是采用匿名内存映射的方式。此时，不必指定具体的文件，只要设置相应的标志即可，参见范例2。3、系统调用munmap()int munmap( void * addr, size_t len ) 该调用在进程地址空间中解除一个映射关系，addr是调用mmap()时返回的地址，len是映射区的大小。当映射关系解除后，对原来映射地址的访问将导致段错误发生。4、系统调用msync()int msync ( void * addr , size_t len, int flags) 一般说来，进程在映射空间的对共享内容的改变并不直接写回到磁盘文件中，往往在调用munmap（）后才执行该操作。可以通过调用msync()实现磁盘上文件内容与共享内存区的内容一致。 三、mmap()范例下面将给出使用mmap()的两个范例：范例1给出两个进程通过映射普通文件实现共享内存通信；范例2给出父子进程通过匿名映射实现共享内存。系统调用mmap()有许多有趣的地方，下面是通过mmap（）映射普通文件实现进程间的通信的范例，我们通过该范例来说明mmap()实现共享内存的特点及注意事项。范例1：两个进程通过映射普通文件实现共享内存通信范例1包含两个子程序：map_normalfile1.c及map_normalfile2.c。编译两个程序，可执行文件分别为map_normalfile1及map_normalfile2。两个程序通过命令行参数指定同一个文件来实现共享内存方式的进程间通信。map_normalfile2试图打开命令行参数指定的一个普通文件，把该文件映射到进程的地址空间，并对映射后的地址空间进行写操作。map_normalfile1把命令行参数指定的文件映射到进程地址空间，然后对映射后的地址空间执行读操作。这样，两个进程通过命令行参数指定同一个文件来实现共享内存方式的进程间通信。下面是两个程序代码： /*-------------map_normalfile1.c-----------*/#include#include#include#includetypedef struct{ char name[4]; int age;}people; main(int argc, char** argv) // map a normal file as shared mem:{ int fd,i; people *p_map; char temp; fd=open(argv[1],O_CREAT|O_RDWR|O_TRUNC,00777); lseek(fd,sizeof(people)*5-1,SEEK_SET); write(fd,"",1); p_map = (people*) mmap( NULL,sizeof(people)*10,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED,fd,0 ); close( fd ); temp = 'a'; for(i=0; i { temp += 1; memcpy( ( *(p_map+i) ).name, &temp,2 ); ( *(p_map+i) ).age = 20+i; } printf(" initialize over \n ")； sleep(10); munmap( p_map, sizeof(people)*10 ); printf( "umap ok \n" );} /*-------------map_normalfile2.c-----------*/#include#include#include#includetypedef struct{ char name[4]; int age;}people; main(int argc, char** argv) // map a normal file as shared mem:{ int fd,i; people *p_map; fd=open( argv[1],O_CREAT|O_RDWR,00777 ); p_map = (people*)mmap(NULL,sizeof(people)*10,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED,fd,0); for(i = 0;i { printf( "name: %s age %d;\n",(*(p_map+i)).name, (*(p_map+i)).age ); } munmap( p_map,sizeof(people)*10 );} map_normalfile1.c首先定义了一个people数据结构，（在这里采用数据结构的方式是因为，共享内存区的数据往往是有固定格式的，这由通信的各个进程决定，采用结构的方式有普遍代表性）。map_normfile1首先打开或创建一个文件，并把文件的长度设置为5个people结构大小。然后从mmap()的返回地址开始，设置了10个people结构。然后，进程睡眠10秒钟，等待其他进程映射同一个文件，最后解除映射。map_normfile2.c只是简单的映射一个文件，并以people数据结构的格式从mmap()返回的地址处读取10个people结构，并输出读取的值，然后解除映射。分别把两个程序编译成可执行文件map_normalfile1和map_normalfile2后，在一个终端上先运行./map_normalfile2 /tmp/test_shm，程序输出结果如下： initialize overumap ok 在map_normalfile1输出initialize over 之后，输出umap ok之前，在另一个终端上运行map_normalfile2 /tmp/test_shm，将会产生如下输出(为了节省空间，输出结果为稍作整理后的结果)： name: b age 20; name: c age 21; name: d age 22; name: e age 23; name: f age 24;name: g age 25; name: h age 26; name: I age 27; name: j age 28; name: k age 29; 在map_normalfile1 输出umap ok后，运行map_normalfile2则输出如下结果： name: b age 20; name: c age 21; name: d age 22; name: e age 23; name: f age 24;name: age 0; name: age 0; name: age 0; name: age 0; name: age 0; 从程序的运行结果中可以得出的结论1、 最终被映射文件的内容的长度不会超过文件本身的初始大小，即映射不能改变文件的大小；2、可以用于进程通信的有效地址空间大小大体上受限于被映射文件的大小，但不完全受限于文件大小。打开文件被截短为5个people结构大小，而在map_normalfile1中初始化了10个people数据结构，在恰当时候（map_normalfile1输出initializeover 之后，输出umapok之前）调用map_normalfile2会发现map_normalfile2将输出全部10个people结构的值，后面将给出详细讨论。 注：在linux中，内存的保护是以页为基本单位的，即使被映射文件只有一个字节大小，内核也会为映射分配一个页面大小的内存。当被映射文件小于一个页面大小时，进程可以对从mmap()返回地址开始的一个页面大小进行访问，而不会出错；但是，如果对一个页面以外的地址空间进行访问，则导致错误发生，后面将进一步描述。因此，可用于进程间通信的有效地址空间大小不会超过文件大小及一个页面大小的和。3、文件一旦被映射后，调用mmap()的进程对返回地址的访问是对某一内存区域的访问，暂时脱离了磁盘上文件的影响。所有对mmap()返回地址空间的操作只在内存中有意义，只有在调用了munmap()后或者msync()时，才把内存中的相应内容写回磁盘文件，所写内容仍然不能超过文件的大小。范例2：父子进程通过匿名映射实现共享内存 #include#include#include#includetypedef struct{ char name[4]; int age;}people;main(int argc, char** argv){ int i; people *p_map; char temp; p_map=(people*)mmap(NULL,sizeof(people)*10,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS,-1,0); if(fork() == 0) { sleep(2); for(i = 0;i printf("child read: the %d people's age is %d\n",i+1,(*(p_map+i)).age); (*p_map).age = 100; munmap(p_map,sizeof(people)*10); //实际上，进程终止时，会自动解除映射。 exit(); } temp = 'a'; for(i = 0;i { temp += 1; memcpy((*(p_map+i)).name, &temp,2); (*(p_map+i)).age=20+i; } sleep(5); printf( "parent read: the first people,s age is %d\n",(*p_map).age ); printf("umap\n"); munmap( p_map,sizeof(people)*10 ); printf( "umap ok\n" );} 考察程序的输出结果，体会父子进程匿名共享内存： child read: the 1 people's age is 20child read: the 2 people's age is 21child read: the 3 people's age is 22child read: the 4 people's age is 23child read: the 5 people's age is 24 parent read: the first people,s age is 100umapumap ok 四、对mmap()返回地址的访问前面对范例运行结构的讨论中已经提到，linux采用的是页式管理机制。对于用mmap()映射普通文件来说，进程会在自己的地址空间新增一块空间，空间大小由mmap()的len参数指定，注意，进程并不一定能够对全部新增空间都能进行有效访问。进程能够访问的有效地址大小取决于文件被映射部分的大小。简单的说，能够容纳文件被映射部分大小的最少页面个数决定了进程从mmap()返回的地址开始，能够有效访问的地址空间大小。超过这个空间大小，内核会根据超过的严重程度返回发送不同的信号给进程。可用如下图示说明： 注意：文件被映射部分而不是整个文件决定了进程能够访问的空间大小，另外，如果指定文件的偏移部分，一定要注意为页面大小的整数倍。下面是对进程映射地址空间的访问范例： #include#include#include#includetypedef struct{ char name[4]; int age;}people; main(int argc, char** argv){ int fd,i; int pagesize,offset; people *p_map; pagesize = sysconf(_SC_PAGESIZE); printf("pagesize is %d\n",pagesize); fd = open(argv[1],O_CREAT|O_RDWR|O_TRUNC,00777); lseek(fd,pagesize*2-100,SEEK_SET); write(fd,"",1); offset = 0; //此处offset = 0编译成版本1；offset = pagesize编译成版本2 p_map = (people*)mmap(NULL,pagesize*3,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED,fd,offset); close(fd); for(i = 1; i { (*(p_map+pagesize/sizeof(people)*i-2)).age = 100; printf("access page %d over\n",i); (*(p_map+pagesize/sizeof(people)*i-1)).age = 100; printf("access page %d edge over, now begin to access page %d\n",i, i+1); (*(p_map+pagesize/sizeof(people)*i)).age = 100; printf("access page %d over\n",i+1); } munmap(p_map,sizeof(people)*10);} 如程序中所注释的那样，把程序编译成两个版本，两个版本主要体现在文件被映射部分的大小不同。文件的大小介于一个页面与两个页面之间（大小为：pagesize*2-99），版本1的被映射部分是整个文件，版本2的文件被映射部分是文件大小减去一个页面后的剩余部分，不到一个页面大小(大小为：pagesize-99)。程序中试图访问每一个页面边界，两个版本都试图在进程空间中映射pagesize*3的字节数。版本1的输出结果如下： pagesize is 4096access page 1 overaccess page 1 edge over, now begin to access page 2access page 2 overaccess page 2 overaccess page 2 edge over, now begin to access page 3Bus error //被映射文件在进程空间中覆盖了两个页面，此时，进程试图访问第三个页面 版本2的输出结果如下： pagesize is 4096access page 1 overaccess page 1 edge over, now begin to access page 2Bus error //被映射文件在进程空间中覆盖了一个页面，此时，进程试图访问第二个页面 结论：采用系统调用mmap()实现进程间通信是很方便的，在应用层上接口非常简洁。内部实现机制区涉及到了linux存储管理以及文件系统等方面的内容，可以参考一下相关重要数据结构来加深理解。在本专题的后面部分，将介绍系统v共享内存的实现。 共享内存（下）在共享内存（上）中，主要围绕着系统调用mmap()进行讨论的，本部分将讨论系统V共享内存，并通过实验结果对比来阐述两者的异同。系统V共享内存指的是把所有共享数据放在共享内存区域（IPC shared memoryregion），任何想要访问该数据的进程都必须在本进程的地址空间新增一块内存区域，用来映射存放共享数据的物理内存页面。系统调用mmap()通过映射一个普通文件实现共享内存。系统V则是通过映射特殊文件系统shm中的文件实现进程间的共享内存通信。也就是说，每个共享内存区域对应特殊文件系统shm中的一个文件（这是通过shmid_kernel结构联系起来的），后面还将阐述。1、系统V共享内存原理进程间需要共享的数据被放在一个叫做IPC共享内存区域的地方，所有需要访问该共享区域的进程都要把该共享区域映射到本进程的地址空间中去。系统V共享内存通过shmget获得或创建一个IPC共享内存区域，并返回相应的标识符。内核在保证shmget获得或创建一个共享内存区，初始化该共享内存区相应的shmid_kernel结构注同时，还将在特殊文件系统shm中，创建并打开一个同名文件，并在内存中建立起该文件的相应dentry及inode结构，新打开的文件不属于任何一个进程（任何进程都可以访问该共享内存区）。所有这一切都是系统调用shmget完成的。注：每一个共享内存区都有一个控制结构struct shmid_kernel，shmid_kernel是共享内存区域中非常重要的一个数据结构，它是存储管理和文件系统结合起来的桥梁，定义如下： struct shmid_kernel /* private to the kernel */{ struct kern_ipc_perm shm_perm; struct file * shm_file; int id; unsigned long shm_nattch; unsigned long shm_segsz; time_t shm_atim; time_t shm_dtim; time_t shm_ctim; pid_t shm_cprid; pid_t shm_lprid;}; 该结构中最重要的一个域应该是shm_file，它存储了将被映射文件的地址。每个共享内存区对象都对应特殊文件系统shm中的一个文件，一般情况下，特殊文件系统shm中的文件是不能用read()、write()等方法访问的，当采取共享内存的方式把其中的文件映射到进程地址空间后，可直接采用访问内存的方式对其访问。这里我们采用[1]中的图表给出与系统V共享内存相关数据结构： 正如消息队列和信号灯一样，内核通过数据结构struct ipc_idsshm_ids维护系统中的所有共享内存区域。上图中的shm_ids.entries变量指向一个ipc_id结构数组，而每个ipc_id结构数组中有个指向kern_ipc_perm结构的指针。到这里读者应该很熟悉了，对于系统V共享内存区来说，kern_ipc_perm的宿主是shmid_kernel结构，shmid_kernel是用来描述一个共享内存区域的，这样内核就能够控制系统中所有的共享区域。同时，在shmid_kernel结构的file类型指针shm_file指向文件系统shm中相应的文件，这样，共享内存区域就与shm文件系统中的文件对应起来。在创建了一个共享内存区域后，还要将它映射到进程地址空间，系统调用shmat()完成此项功能。由于在调用shmget()时，已经创建了文件系统shm中的一个同名文件与共享内存区域相对应，因此，调用shmat()的过程相当于映射文件系统shm中的同名文件过程，原理与mmap()大同小异。 2、系统V共享内存API对于系统V共享内存，主要有以下几个API：shmget()、shmat()、shmdt()及shmctl()。 #include#include shmget（）用来获得共享内存区域的ID，如果不存在指定的共享区域就创建相应的区域。shmat()把共享内存区域映射到调用进程的地址空间中去，这样，进程就可以方便地对共享区域进行访问操作。shmdt()调用用来解除进程对共享内存区域的映射。shmctl实现对共享内存区域的控制操作。这里我们不对这些系统调用作具体的介绍，读者可参考相应的手册页面，后面的范例中将给出它们的调用方法。注：shmget的内部实现包含了许多重要的系统V共享内存机制；shmat在把共享内存区域映射到进程空间时，并不真正改变进程的页表。当进程第一次访问内存映射区域访问时，会因为没有物理页表的分配而导致一个缺页异常，然后内核再根据相应的存储管理机制为共享内存映射区域分配相应的页表。 3、系统V共享内存限制在/proc/sys/kernel/目录下，记录着系统V共享内存的一下限制，如一个共享内存区的最大字节数shmmax，系统范围内最大共享内存区标识符数shmmni等，可以手工对其调整，但不推荐这样做。在[2]中，给出了这些限制的测试方法，不再赘述。 4、系统V共享内存范例本部分将给出系统V共享内存API的使用方法，并对比分析系统V共享内存机制与mmap()映射普通文件实现共享内存之间的差异，首先给出两个进程通过系统V共享内存通信的范例： /***** testwrite.c *******/#include#include#include#includetypedef struct{ char name[4]; int age;} people;main(int argc, char** argv){ int shm_id,i; key_t key; char temp; people *p_map; char* name = "/dev/shm/myshm2"; key = ftok(name,0); if(key==-1) perror("ftok error"); shm_id=shmget(key,4096,IPC_CREAT); if(shm_id==-1) { perror("shmget error"); return; } p_map=(people*)shmat(shm_id,NULL,0); temp='a'; for(i = 0;i { temp+=1; memcpy((*(p_map+i)).name,&temp,1); (*(p_map+i)).age=20+i; } if(shmdt(p_map)==-1) perror(" detach error ");}/********** testread.c ************/#include#include#include#includetypedef struct{ char name[4]; int age;} people;main(int argc, char** argv){ int shm_id,i; key_t key; people *p_map; char* name = "/dev/shm/myshm2"; key = ftok(name,0); if(key == -1) perror("ftok error"); shm_id = shmget(key,4096,IPC_CREAT); if(shm_id == -1) { perror("shmget error"); return; } p_map = (people*)shmat(shm_id,NULL,0); for(i = 0;i { printf( "name:%s\n",(*(p_map+i)).name ); printf( "age %d\n",(*(p_map+i)).age ); } if(shmdt(p_map) == -1) perror(" detach error ");} testwrite.c创建一个系统V共享内存区，并在其中写入格式化数据；testread.c访问同一个系统V共享内存区，读出其中的格式化数据。分别把两个程序编译为testwrite及testread，先后执行./testwrite及./testread则./testread输出结果如下： name: b age 20; name: c age 21; name: d age 22; name: e age 23; name: f age 24;name: g age 25; name: h age 26; name: I age 27; name: j age 28; name: k age 29; 通过对试验结果分析，对比系统V与mmap()映射普通文件实现共享内存通信，可以得出如下结论：1、系统V共享内存中的数据，从来不写入到实际磁盘文件中去；而通过mmap()映射普通文件实现的共享内存通信可以指定何时将数据写入磁盘文件中。注：前面讲到，系统V共享内存机制实际是通过映射特殊文件系统shm中的文件实现的，文件系统shm的安装点在交换分区上，系统重新引导后，所有的内容都丢失。2、 系统V共享内存是随内核持续的，即使所有访问共享内存的进程都已经正常终止，共享内存区仍然存在（除非显式删除共享内存），在内核重新引导之前，对该共享内存区域的任何改写操作都将一直保留。3、 通过调用mmap()映射普通文件进行进程间通信时，一定要注意考虑进程何时终止对通信的影响。而通过系统V共享内存实现通信的进程则不然。注：这里没有给出shmctl的使用范例，原理与消息队列大同小异。 11-23 05:06