进程间通信机制(管道、信号、共享内存/信号量/消息队列)、线程间通信机制(互斥锁、条件变量、posix匿名信号量)
注:本分类下文章大多整理自《深入分析linux内核源代码》一书,另有参考其他一些资料如《linux内核完全剖析》、《linux c 编程一站式学习》等,只是为了更好地理清系统编程和网络编程中的一些概念性问题,并没有深入地阅读分析源码,我也是草草翻过这本书,请有兴趣的朋友自己参考相关资料。此书出版较早,分析的版本为2.4.16,故出现的一些概念可能跟最新版本内核不同。
此书已经开源,阅读地址 http://www.kerneltravel.net
一、管道
VFS 索引节点又指向一个物理页面而实现的。如图7.1 所示。
当用户进程通过系统调用刚进入内核的时候,CPU会自动在该进程的内核栈上压入下图所示的内容:
1、之所以把EIP的值设置成信号处理函数的地址,是因为一旦进程返回用户态,就要去执行信号处理程序,所以EIP要指向信号处理程序而不是原来应该执行的地址。
2、之所以要把frame从内核栈拷贝到用户栈,是因为进程从内核态返回用户态会清理这次调用所用到的内核栈(类似函数调用),内核栈又太小,不能单纯的在栈上保存另一个frame(想象一下嵌套信号处理),而我们需要EAX(系统调用返回值)、EIP这些信息以便执行完信号处理函数后能继续执行程序,所以把它们拷贝到用户态栈以保存起来。
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(By default, the signal handler is invoked on the normal process stack. It is possible to arrange that the signal handler
uses an alternate stack; see sigaltstack(2) for a discussion of how to do this and when it might be useful.) |
V IPC 的对象,每一个对象都具有同样类型的接口,即系统调用。就像每个文件都有一个打开文件号一样,每个对象也都有唯一的识别号,进程可以通过系统调用传递的识别号来存取这些对象,与文件的存取一样,对这些对象的存取也要验证存取权限,System
V IPC 可以通过系统调用对对象的创建者设置这些对象的存取权限。在Linux 内核中,System V IPC 的所有对象有一个公共的数据结构pc_perm 结构,它是IPC 对象的权限描述,在linux/ipc.h 中定义如下:
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struct ipc_perm
{ key_t key; /* 键 */ ushort uid; /* 对象拥有者对应进程的有效用户识别号和有效组识别号 */ ushort gid; ushort cuid; /* 对象创建者对应进程的有效用户识别号和有效组识别号 */ ushort cgid; ushort mode; /* 存取模式 */ ushort seq; /* 序列号 */ }; |
V IPC 对象的识别号。如果键是私有的,则键值为0,说明每个进程都可以用键值0 建立一个专供其私用的对象。注意,对System V IPC 对象的引用是通过识别号而不是通过键。
中)
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(1)系统中每个信号量的数据结构(sem)
struct sem { int semval; /* 信号量的当前值 */ unsigned short semzcnt; /* # waiting for zero */ unsigned short semncnt; /* # waiting for increase */ int sempid; /*在信号量上最后一次操作的进程识别号*/ }; (2)系统中表示信号量集合(set)的数据结构(semid_ds) (3)系统中每一信号量集合的队列结构(sem_queue) |
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struct sembuf
{ ushort sem_num; /* 在数组中信号量的索引值 */ short sem_op; /* 信号量操作值(正数、负数或0) */ short sem_flg; /* 操作标志,为IPC_NOWAIT 或SEM_UNDO*/ }; |
sem_pending 和 sem_pending_last 指针)。当前进程放入sem_queue 结构的等待队列中(sleeper)后调用调度程序选择其他的进程运行。
通过维护一个信号量数组的调整列表(semadj)来避免这一问题。其基本思想是,当应用这些“调整”时,让信号量的状态退回到操作实施前的状态。
msgid_ds 结构,该结构完整描述一个消息队列。
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(1)消息缓冲区(msgbuf)
/* msgsnd 和msgrcv 系统调用使用的消息缓冲区*/ struct msgbuf { long mtype; /* 消息的类型,必须为正数 */ char mtext[1]; /* 消息正文 */ }; (2)消息结构(msg) (3)消息队列结构(msgid_ds) |
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/* 在系统中 每一个共享内存段都有一个shmid_ds 数据结构. */
struct shmid_ds { struct ipc_perm shm_perm; /* 操作权限 */ int shm_segsz; /* 段的大小(以字节为单位) */ time_t shm_atime; /* 最后一个进程附加到该段的时间 */ time_t shm_dtime; /* 最后一个进程离开该段的时间 */ time_t shm_ctime; /* 最后一次修改这个结构的时间 */ unsigned short shm_cpid; /*创建该段进程的 pid */ unsigned short shm_lpid; /* 在该段上操作的最后一个进程的pid */ short shm_nattch; /*当前附加到该段的进程的个数 */ /* 下面是私有的 */ unsigned short shm_npages; /*段的大小(以页为单位) */ unsigned long *shm_pages; /* 指向frames -> SHMMAX 的指针数组 */ struct vm_area_struct *attaches; /* 对共享段的描述 */ }; |
的页表项表进行搜索,以便查看是否存在该共享虚拟内存的页表项。如果没有,系统将分配一个物理页并建立页表项,该页表项加入 shmid_ds 结构的同时也添加到进程的页表中。这就意味着当下一个进程试图访问这页内存时出现缺页异常,共享内存的缺页异常处理代码则把新创建的物理页给这个进程。因此说,第1
个进程对共享内存的存取引起创建新的物理页面,而其他进程对共享内存的存取引起把那个页添加到它们的地址空间。
2、主进程和所有子进程通过一个共享的工作队列来同步,子进程都睡眠在该工作队列上。当有新的任务到来时,主进程将任务添加到工作队列中。这将唤醒正在等待任务的子进程,不过只有一个子进程获得新任务的“接管权”,它可以从工作队列中取出并执行之,而其他子进程将继续睡眠在工作队列上。
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