inux c编程：记录锁

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。

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：

1 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；
2 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；
3 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

void lock_init(struct 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 writew_lock(int fd)

{

struct flock lock;

if (fd < 0)

{

return -1;

}

lock_init(&lock, F_WRLCK, SEEK_SET, 0, 0);

if (fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) != 0)

{

return -1;

}

return 0;

}

int main()

{

char *path="home/zhf/test1.txt";

int fd;

pid_t t,t1;

fd = fopen(path, "r");

writew_lock(fd);

t=lock_test(fd, F_WRLCK, SEEK_SET, 0, 0);

t1=lock_test(fd, F_RDLCK, SEEK_SET, 0, 0);

printf("the pid_t is %d\n",t);

printf("the pid_t is %d\n",t1);

unlock(fd);

return 0;

}

执行结果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；

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。

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

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 记录锁的读和写的优先级

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。