Linux进程同步之记录锁（fcntl）

记录锁相当于线程同步中读写锁的一种扩展类型，可以用来对有亲缘或无亲缘关系的进程进行文件读与写的同步，通过fcntl函数来执行上锁操作。尽管读写锁也可以通过在共享内存区来进行进程的同步，但是fcntl记录上锁往往更容易使用，且效率更高。

记录锁的功能：当一个进程正在读或修改文件的某个部分是，它可以阻止其他进程修改同一文件区。对于这个功能阐述我认为有三点要解释的：

记录锁不仅仅可以用来同步不同进程对同一文件的操作，还可以通过对同一文件加记录锁，来同步不同进程对某一共享资源的访问，如共享内存，I/O设备。
对于劝告性上锁，当一个进程通过上锁对文件进行操作时，它不能阻止另一个非协作进程对该文件的修改。
即使是强制性上锁，也不能完全保证该文件不会被另一个进程修改。因为强制性锁对unlink函数没有影响，所以一个进程可以先删除该文件，然后再将修改后的内容保存为同一文件来实现修改。具体可参考《APUE》P367

1记录锁函数接口

记录上锁的POSIX接口函数fcntl如下：

/* Do the file control operation described by CMD on FD.
   The remaining arguments are interpreted depending on CMD. */
int fcntl (int __fd, int __cmd, ...);
 
//根据cmd的不同有以下三种类型的调用
int fcntl(int fd, int cmd);
int fcntl(int fd, int cmd, long arg);
int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock);

由函数名称可知fcntl的功能是对文件的控制操作，根据传入不同的操作类型命令cmd，fcntl会执行不同的操作，fcnt根据cmd不同，接收可变的参数。具体有以下五种类型的操作：

/*
cmd = F_DUPFD，复制一个文件描述符；
*/
int fcntl(int fd, int cmd);
 
/*
cmd = F_GETFD，获得文件描述符标志；
cmd = F_SETFD，设置文件描述符标志；arg = 描述符标志的值，目前只定义了一个标志： FD_CLOEXEC
int fcntl(int fd, int cmd);
int fcntl(int fd, int cmd, long arg);
*/
 
/*
cmd = F_GETFL，获得文件状态标志；
cmd = F_SETFL，设置文件状态标志；arg = 状态标志的值
int fcntl(int fd, int cmd);
int fcntl(int fd, int cmd, long arg);
*/
 
/*
cmd = F_GETOWN，获得当前接收SIGIO和SIGURG信号的进程ID或进程组ID
cmd = F_SETOWN，设置接收SIGIO和SIGURG信号的进程ID或进程组ID；arg = 进程ID或进程组ID
int fcntl(int fd, int cmd);
int fcntl(int fd, int cmd, long arg);
*/
 
/*
Return value:
 
对于成功的调用，根据操作类型cmd不同，有以下几种情况：
       F_DUPFD  返回新的文件描述符
       F_GETFD  返回文件描述符标志
       F_GETFL  返回文件状态标志
       F_GETOWN 进程ID或进程组ID
       All other commands  返回0
调用失败， 返回-1，并设置errno。
*/

上面四个功能都是fcntl提供的很常用的操作，关于记录锁的功能就是fcntl提供的第五个功能，具体使用如下：

int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock);
 
/*
cmd = F_GETLK，测试能否建立一把锁
cmd = F_SETLK，设置锁
cmd = F_SETLKW， 阻塞设置一把锁
 
*/
//POSIX只定义fock结构中必须有以下的数据成员，具体实现可以增加
struct flock {
      short l_type;    /* 锁的类型: F_RDLCK, F_WRLCK, F_UNLCK */
      short l_whence;  /* 加锁的起始位置:SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END */
      off_t l_start;   /* 加锁的起始偏移，相对于l_whence */
      off_t l_len;     /* 上锁的字节数*/
      pid_t l_pid;     /* 已经占用锁的PID(只对F_GETLK 命令有效) */
      /*...*/
};
//Return value: 前面已经说明；

l F_SETLK：获取（l_type为F_RDLCK或F_WRLCK）或释放由lock指向flock结构所描述的锁，如果无法获取锁时，该函数会立即返回一个EACCESS或EAGAIN错误，而不会阻塞。

l F_SETLKW：F_SETLKW和F_SETLK的区别是，无法设置锁的时候，调用线程会阻塞到该锁能够授权位置。

l F_GETLK：IF_GETLK主要用来检测是否有某个已存在锁会妨碍将新锁授予调用进程，如果没有这样的锁，lock所指向的flock结构的l_type成员就会被置成F_UNLCK，否则已存在的锁的信息将会写入lock所指向的flock结构中

这里需要注意的是，用F_GETLK测试能否建立一把锁，然后接着用F_SETLK或F_SETLKW企图建立一把锁，由于这两者不是一个原子操作，所以不能保证两次fcntl之间不会有另外一个进程插入并建立一把相关的锁，从而使一开始的测试情况无效。所以一般不希望上锁时阻塞，会直接通过调用F_SETLK，并对返回结果进行测试，以判断是否成功建立所要求的锁。

2记录锁规则说明

前面我们说了记录锁相当于读写锁的一种扩展类型，记录锁和读写锁一样也有两种锁：共享读锁（F_RDLCK）和独占写锁（F_WRLCK）。在使用规则上和读写锁也基本一样：

文件给定字节区间，多个进程可以有一把共享读锁，即允许多个进程以读模式访问该字节区；
文件给定字节区间，只能有一个进程有一把独占写锁，即只允许有一个进程已写模式访问该字节区；
文件给定字节区间，如果有一把或多把读锁，不能在该字节区再加写锁，同样，如果有一把写锁，不能再该字节区再加任何读写锁。

如下表所示：

需要说明的是：上面所阐述的规则只适用于不同进程提出的锁请求，并不适用于单个进程提出的多个锁请求。即如果一个进程对一个文件区间已经有了一把锁，后来该进程又试图在同一文件区间再加一把锁，那么新锁将会覆盖老锁。

下面进行测试；第一个程序是在同一进程中测试能否在加写锁后，继续加读写锁。第二个程序是在在父进程中加写锁后，然后再子进程中测试能否继续加读写锁。

//调用的函数，在文章末尾贴出
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
    writew_lock(fd);
 
    cout<<lock_test(fd, F_WRLCK, SEEK_SET, 0, 0)<<endl;
    cout<<lock_test(fd, F_RDLCK, SEEK_SET, 0, 0)<<endl;
 
    unlock(fd);
 
    return 0;
}

执行结果为：

0
0

表明同一进程可以对已加锁的同一文件区间，仍然能获得加锁权限；

//调用的函数，在文章末尾贴出
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
    writew_lock(fd);
 
    if (fork() == 0)
    {
        cout<<lock_test(fd, F_WRLCK, SEEK_SET, 0, 0)<<endl;
        cout<<lock_test(fd, F_RDLCK, SEEK_SET, 0, 0)<<endl;
 
        exit(0);
    }
 
    sleep(3);
    unlock(fd);
 
    return 0;
}

执行结果为：

24791
24791

表明不同进程不能对已加写锁的同一文件区间，获得加锁权限；

还有就是：加锁时，该进程必须对该文件有相应的文件访问权限，即加读锁，该文件必须是读打开，加写锁时，该文件必须是写打开。

3记录锁的粒度

这里要提到两个概念：记录上锁和文件上锁。

记录上锁：对于UNIX系统而言，“记录”这一词是一种误用，因为UNIX系统内核根本没有使用文件记录这种概念，更适合的术语应该是字节范围锁，因为它锁住的只是文件的一个区域。用粒度来表示被锁住文件的字节数目。对于记录上锁，粒度最大是整个文件。

文件上锁：是记录上锁的一种特殊情况，即记录上锁的粒度是整个文件的大小。

之所以有文件上锁的概念是因为有些UNIX系统支持对整个文件上锁，但没有给文件内的字节范围上锁的能力。

4记录锁的隐含继承与释放

关于记录锁的继承和释放有三条规则，如下：

（1）锁与进程和文件两方面有关，体现在：

当一个进程终止时，它所建立的记录锁将全部释放；
当关闭一个文件描述符时，则进程通过该文件描述符引用的该文件上的任何一把锁都将被释放。

对于第一个方面，可以建立如下测试代码：

//调用的函数，在文章末尾贴出
 
//process 1
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
 
    writew_lock(fd);
    cout<<"process 1 get write lock..."<<endl;
 
    sleep(10);
 
    cout<<"process 1 exit..."<<endl;
    return 0;
}
 
//process 2
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
 
    writew_lock(fd);
    cout<<"process 2 get write lock..."<<endl;
    unlock(fd);
 
    return 0;
}

先启动进程1，然后立即启动进程2，执行结果如下：

process 1 get write lock...
process 1 exit...
process 2 get write lock...

对于第二个方面，可以进行如下测试：

//调用的函数，在文章末尾贴出
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
 
    if (fork() == 0)
    {
        int fd_1 = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
 
        readw_lock(fd_1);
        cout<<"child get read lock..."<<endl;
 
        sleep(3);
 
        close(fd_1);
        cout<<"close the file descriptor..."<<endl;
 
        pause();
    }
 
    sleep(1);
 
    writew_lock(fd);
    cout<<"parent get write lock..."<<endl;
    unlock(fd);
 
    return 0;
}

程序的执行结果如下：

child get read lock...
close the file descriptor...
parent get write lock...

可见，当关闭文件描述符时，与该文件描述符有关的锁都被释放，同样通过dup拷贝得到的文件描述符也会导致这种情况；

（2）由fork产生的子进程不继承父进程所设置的锁。即对于父进程建立的锁而言，子进程被视为另一个进程。记录锁本身就是用来同步不同进程对同一文件区进行操作，如果子进程继承了父进程的锁，那么父子进程就可以同时对同一文件区进行操作，这有违记录锁的规则，所以存在这么一条规则。

下面是测试代码（上面已经用过该代码进行测试）：

//调用的函数，在文章末尾贴出
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
    writew_lock(fd);
 
    if (fork() == 0)
    {
        cout<<lock_test(fd, F_WRLCK, SEEK_SET, 0, 0)<<endl;
        cout<<lock_test(fd, F_RDLCK, SEEK_SET, 0, 0)<<endl;
 
        exit(0);
    }
 
    sleep(3);
    unlock(fd);
 
    return 0;
 
}

我们知道在前面已经说过，同一个进程可以重复对同一个文件区间加锁，后加的锁将覆盖前面加的锁。那么再假设如果子进程继承了父进程的锁，那么子进程可以对该锁进行覆盖，那么在子进程内对该锁是否能获得权限的测试应该是可以，但测试结果为：

24791
24791

表明已经进程24791已经占用该锁，所以假设不成立，子进程不会继承父进程的锁；

（3）执行exec后，新程序可以继承原执行程序的锁。但是，如果一个文件描述符设置了close-on-exec标志，在执行exec时，会关闭该文件描述符，所以对应的锁也就被释放了，也就无所谓继承了。

5记录锁的读和写的优先级

在读写锁中，我曾经测试过Linux 2.6.18中提供的读写锁函数是优先考虑等待读模式占用锁的线程，这种实现的一个很大缺陷就是出现写入线程饿死的情况。那么在记录锁中是什么样的规则呢，需要说明的是这在POSIX标准中是没有说明的，要看具体实现。

具体进行以下2个方面测试：

进程拥有读出锁，然后写入锁等待期间额外的读出锁处理；
进程拥有写入锁，那么等待的写入锁和等待的读出锁的优先级；

测试1：父进程获得对文件的读锁，然后子进程1请求加写锁，随即进入睡眠，然后子进程2请求读锁，看进程2是否能够获得读锁。

//调用的函数，在文章末尾贴出
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
    readw_lock(fd);
 
    //child  1
    if (fork() == 0)
    {
        cout<<"child 1 try to get write lock..."<<endl;
        writew_lock(fd);
        cout<<"child 1 get write lock..."<<endl;
 
        unlock(fd);
        cout<<"child 1 release write lock..."<<endl;
 
        exit(0);
    }
 
    //child 2
    if (fork() == 0)
    {
        sleep(3);
 
        cout<<"child 2 try to get read lock..."<<endl;
        readw_lock(fd);
        cout<<"child 2 get read lock..."<<endl;
 
        unlock(fd);
        cout<<"child 2 release read lock..."<<endl;
        exit(0);
    }
 
    sleep(10);
    unlock(fd);
 
    return 0;
}

在Linux 2.6.18下执行结果如下：

child 1 try to get write lock...
child 2 try to get read lock...
child 2 get read lock...
child 2 release read lock...
child 1 get write lock...
child 1 release write lock...

可知在有写入进程等待的情况下，对于读出进程的请求，系统会一直给予的。那么这也就可能导致写入进程饿死的局面。

测试2：父进程获得写入锁，然后子进程1和子进程2分别请求获得写入锁和读写锁，看两者的响应顺序；

//调用的函数，在文章末尾贴出
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
    writew_lock(fd);
 
    //child  1
    if (fork() == 0)
    {
        sleep(3);
 
        cout<<"child 1 try to get write lock..."<<endl;
        writew_lock(fd);
        cout<<"child 1 get write lock..."<<endl;
 
        unlock(fd);
        cout<<"child 1 release write lock..."<<endl;
 
        exit(0);
    }
 
    //child 2
    if (fork() == 0)
    {
        cout<<"child 2 try to get read lock..."<<endl;
        readw_lock(fd);
        cout<<"child 2 get read lock..."<<endl;
 
        unlock(fd);
        cout<<"child 2 release read lock..."<<endl;
 
        exit(0);
    }
 
    sleep(10);
    unlock(fd);
 
    return 0;
}

在Linux 2.6.18下执行结果：

child 2 try to get read lock...
child 1 try to get write lock...
child 2 get read lock...
child 2 release read lock...
child 1 get write lock...
child 1 release write lock...

将上面代码该成child2 sleep 3s，child1不sleep

//调用的函数，在文章末尾贴出
int main()
{
    int fd = open(FILE_PATH, O_RDWR | O_CREAT, FILE_MODE);
    writew_lock(fd);
 
    //child  1
    if (fork() == 0)
    {
        cout<<"child 1 try to get write lock..."<<endl;
        writew_lock(fd);
        cout<<"child 1 get write lock..."<<endl;
 
        unlock(fd);
        cout<<"child 1 release write lock..."<<endl;
 
        exit(0);
    }
 
    //child 2
    if (fork() == 0)
    {
        sleep(3);
 
        cout<<"child 2 try to get read lock..."<<endl;
        readw_lock(fd);
        cout<<"child 2 get read lock..."<<endl;
 
        unlock(fd);
        cout<<"child 2 release read lock..."<<endl;
 
        exit(0);
    }
 
    sleep(10);
    unlock(fd);
 
    return 0;
}

在Linux 2.6.18下执行结果如下：

child 1 try to get write lock...
child 2 try to get read lock...
child 1 get write lock...
child 1 release write lock...
child 2 get read lock...
child 2 release read lock...

由上可知在Linux 2.6.18下，等待的写入锁进程和读出锁进程的优先级由FIFO的请求顺序进程响应。

6记录锁的使用封装

void lock_init(flock *lock, short type, short whence, off_t start, off_t len)
{
    if (lock == NULL)
        return;
 
    lock->l_type = type;
    lock->l_whence = whence;
    lock->l_start = start;
    lock->l_len = len;
}
 
int readw_lock(int fd)
{
    if (fd < 0)
    {
        return -1;
    }
 
    struct flock lock;
    lock_init(&lock, F_RDLCK, SEEK_SET, 0, 0);
 
    if (fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) != 0)
    {
        return -1;
    }
 
    return 0;
}
 
int writew_lock(int fd)
{
    if (fd < 0)
    {
        return -1;
    }
 
    struct flock lock;
    lock_init(&lock, F_WRLCK, SEEK_SET, 0, 0);
 
    if (fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) != 0)
    {
        return -1;
    }
 
    return 0;
}
 
int unlock(int fd)
{
    if (fd < 0)
    {
        return -1;
    }
 
    struct flock lock;
    lock_init(&lock, F_UNLCK, SEEK_SET, 0, 0);
 
    if (fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) != 0)
    {
        return -1;
    }
 
    return 0;
}
 
pid_t lock_test(int fd, short type, short whence, off_t start, off_t len)
{
    flock lock;
    lock_init(&lock, type, whence, start, len);
 
    if (fcntl(fd, F_GETLK, &lock) == -1)
    {
        return -1;
    }
 
    if(lock.l_type == F_UNLCK)
        return 0;
    return lock.l_pid;
}

Jun 28, 2013 PM16:06 @lab 困呀。。。