Notes HighPerformanceLinuxServerProgramming
1.0.0
Hay muchos protocolos en la familia de protocolos. Este libro solo selecciona los protocolos IP y TCP, que tienen el impacto más directo en la programación de la red.
Las mismas siete capas son el modelo de referencia osi. Después de la simplificación, cuatro capas diferentes se comunican entre sí a través de interfaces, lo que facilita la modificación de cada capa.
Capa de aplicación Responsable del manejo de la lógica de la aplicación.
Capa de presentación Define el formato y cifrado de datos.
capa de sesión Define cómo iniciar, controlar y finalizar una sesión, incluido el control y la gestión de múltiples mensajes bidireccionales, de modo que las aplicaciones puedan recibir notificaciones cuando solo se complete una parte de un mensaje continuo, de modo que los datos vistos por la capa de presentación sean continuos.
capa de transporte Proporciona comunicación de extremo a extremo para aplicaciones en dos hosts. A diferencia del siguiente salto utilizado por la capa de red, solo se preocupa por el inicio y el final, y el proceso de transferencia se deja en manos de la capa inferior. esta capa: Protocolo TCP y protocolo UDP Protocolo TCP (Protocolo de control de transmisión Protocolo de control de transmisión)
可靠的, 面向连接, 基于流的服务a la capa de aplicación.超时重传y数据确认.不可靠的, 无连接的, 基于数据报的服务a la capa de aplicación.数据确认y超时重传.有自己的长度capa de red Realiza el enrutamiento y reenvío de paquetes de datos. Si el paquete de datos no puede llegar a la dirección de destino,下一跳siguiente salto (salto a salto) y elegirá el protocolo IP (Protocolo de Internet) y el protocolo ICMP (Protocolo de mensajes de control de Internet) más cercanos. ) Este último protocolo es un complemento del protocolo IP, utilizado para detectar conexiones de red 1. Mensajes de error, utilizados para responder al estado 2. Mensajes de consulta (el programa de ping utiliza este mensaje para determinar si la información se ha entregado).
capa de enlace de datos Un controlador de red que implementa la interfaz de la tarjeta de red. El controlador aquí facilita las modificaciones de la capa inferior del fabricante y solo necesita proporcionar la interfaz especificada a la capa superior. Hay dos protocolos : ARP (Protocolo de resolución de direcciones, Protocolo de resolución de direcciones) . También son RARP (Inverso ~, Protocolo de resolución de direcciones inversas) . Dado que la capa de red usa direcciones IP para direccionar las máquinas, pero la capa de enlace de datos usa direcciones físicas (generalmente direcciones MAC), la conversión entre ellas implica la suplantación de ARP del protocolo ARP, lo que puede ocurrir. estar relacionado con esto. No estoy estudiando en este momento.
encapsulación El protocolo de la capa superior se envía al protocolo de la capa inferior y se implementa mediante encapsulación. Cuando se transmite entre capas, se agrega su propia información de encabezado. Los datos encapsulados por TCP se convierten en TCP报文段
Los datos encapsulados por UDP se convierten en UDP数据报
Después de ser encapsulado por IP, se convierte en IP数据报Finalmente, es encapsulado por la capa de enlace de datos y se convierte en帧
La trama de datos máxima de Ethernet es de 1518 bytes, desechando 14 encabezados y 4 sumas de verificación al final de la trama. MTU: la unidad de transmisión máxima de la trama es generalmente de 1500 bytes. MSS: la carga de datos máxima de los paquetes TCP es de 1460 bytes. = 1500 bytes - Encabezado 20Ip -El encabezado 20TCP tiene una parte opcional adicional de 40 bytes.
ARP El protocolo ARP puede realizar la conversión de cualquier dirección de capa de red a cualquier dirección física.
El protocolo IP es el protocolo central del conjunto de protocolos TCP/IP y uno de los fundamentos de la programación de redes de socket. El protocolo IP proporciona servicios sin estado, sin conexión y poco confiables para los protocolos de capa superior.
La longitud máxima del datagrama IP es 65535 (2^16 - 1) bytes, pero existe un límite de MTU
Cuando la longitud de un datagrama IP excede la MTU, se fragmentará para la transmisión. La fragmentación puede ocurrir en el remitente o en el enrutador de tránsito, o puede fragmentarse varias veces. Solo en la máquina de destino final, estos fragmentos pueden hacerlo. ser reensamblado por el módulo ip en el kernel
mecanismo de enrutamiento
Una vez proporcionada la dirección IP de destino, ¿qué elemento de la tabla de enrutamiento coincidirá? Hay tres pasos.
La lectura y escritura de TCP son todas para buffers, por lo que no existe una correspondencia fija entre el número de lecturas y escrituras.
UDP no tiene un búfer. Los datos deben recibirse a tiempo, de lo contrario los paquetes se perderán o, si el búfer de recepción es demasiado pequeño, los datagramas se truncarán.
ISN: valor del número de secuencia inicial Número de secuencia de 32 bits El valor del número de secuencia en el segmento de mensaje TCP posterior seq = ISN + El desplazamiento del primer byte del segmento de mensaje en todo el flujo de bytes Número de confirmación de 32 bits El valor del número de secuencia de el mensaje TCP recibido + 1. Este número de confirmación de 32 bits se envía cada vez que es la última respuesta.
Indicador ACK: indica si el número de confirmación es válido. El segmento de mensaje que lleva el indicador ACK se denomina确认报文段. Indicador PSH: solicita a la aplicación receptora que lea datos del búfer de recepción TCP para dejar espacio para los datos posteriores: Requisitos La otra parte restablece la conexión y lleva... el indicador SYN复位报文段: el indicador solicita establecer una conexión y lleva...同步报文段: informa a la otra parte que la conexión local debe cerrarse , y lleva...结束报文段
Tamaño de ventana de 16 bits: la ventana se refiere a la ventana de notificación de recepción, que le dice a la otra parte cuántos bytes de datos puede contener el búfer de recepción TCP local. Suma de verificación de 16 bits:可靠传输的重要保障y el extremo receptor realiza la verificación del algoritmo CRC para verificar si está dañado y verificar TCP头部y数据部分al mismo tiempo.
Establecimiento y cierre de conexión TCP
# 三次握手
# 客户端发送请求连接 ISN= seq + 0 = 3683340920
# mss 最大数据载量1460
IP 192 . 168 . 80 . 1 . 7467 > ubuntu. 8000 :
Flags [S], seq 3683340920 , win 64240 ,
options [mss 1460 , nop ,wscale 8 , nop , nop ,sackOK], length 0
# 同意客户端连接
# ack = 客户端发送 seq + 1
# 同时发送服务端的seq
IP ubuntu. 8000 > 192 . 168 . 80 . 1 . 7467 :
Flags [S.], seq 938535101 , ack 3683340921 , win 64240 ,
options [mss 1460 , nop , nop ,sackOK, nop ,wscale 7 ], length 0
# 虽然这个报文段没有字节 但由于是同步报文段 需要占用一个序号值
# 这里是tcpdump的处理 ack显示相对值 即 3683340921 - 3683340920 = 1
IP 192 . 168 . 80 . 1 . 7467 > ubuntu. 8000 :
Flags [.], ack 938535102 , win 4106 , length 0
# 包含FIN标志 说明要求结束连接 也需要占用一个序号值
IP 192 . 168 . 80 . 1 . 7467 > ubuntu. 8000 :
Flags [F.], seq 1 , ack 1 , win 4106 , length 0
# 服务端确认关闭连接
IP ubuntu. 8000 > 192 . 168 . 80 . 1 . 7467 :
Flags [.], ack 2 , win 502 , length 0
# 服务端发送关闭连接
IP ubuntu. 8000 > 192 . 168 . 80 . 1 . 7467 :
Flags [F.], seq 1 , ack 2 , win 4105 , length 0
# 客户端确认
IP 192 . 168 . 80 . 1 . 7467 > ubuntu. 8000 :
Flags [.], ack 2 , win 503 , length 0 La API de socket básica se encuentra en el archivo de encabezado sys/socket.h . El significado inicial de socket es un par de dirección IP y puerto. La única información de red que representa la comunicación TCP se encuentra en netdb.h .
El orden de bytes se divide en大端字节序y小端字节序Dado que la mayoría de las PC utilizan el orden de bytes little-endian (existen bits altos en direcciones altas), el orden de bytes little-endian también se denomina orden de bytes del host.
Para evitar la confusión causada por el diferente orden de bytes de diferentes máquinas, se estipula que la transmisión debe unificarse en un orden de bytes big-endian (orden de bytes de la red). De esta manera, el host decidirá si está en función de su propia situación. para convertir el orden de bytes de los datos recibidos
conexión básica
// 主机序和网络字节序转换
# include < netinet/in.h >
unsigned long int htonl ( unsigned long int hostlong); // host to network long
unsigned short int htons ( unsigned short int hostlong); // host to network short
unsigned long int htonl ( unsigned long int netlong);
unsigned short int htons ( unsigned short int netlong);
// IP地址转换函数
# include < arpa/inet.h >
// 将点分十进制字符串的IPv4地址, 转换为网络字节序整数表示的IPv4地址. 失败返回INADDR_NONE
in_addr_t inet_addr ( const char * strptr);
// 功能相同不过转换结果存在 inp指向的结构体中. 成功返回1 反之返回0
int inet_aton ( const char * cp, struct in_addr * inp);
// 函数返回一个静态变量地址值, 所以多次调用会导致覆盖
char * inet_ntoa ( struct in_addr in);
// src为 点分十进制字符串的IPv4地址 或 十六进制字符串表示的IPv6地址 存入dst的内存中 af指定地址族
// 可以为 AF_INET AF_INET6 成功返回1 失败返回-1
int inet_pton ( int af, const char * src, void * dst);
// 协议名, 需要转换的ip, 存储地址, 长度(有两个常量 INET_ADDRSTRLEN, INET6_ADDRSTRLEN)
const char * inet_ntop ( int af, const void * src, char * dst, socklen_t cnt);
// 创建 命名 监听 socket
# include < sys/types.h >
# include < sys/socket.h >
// domain指定使用那个协议族 PF_INET PF_INET6
// type指定服务类型 SOCK_STREAM (TCP协议) SOCK_DGRAM(UDP协议)
// protocol设置为默认的0
// 成功返回socket文件描述符(linux一切皆文件), 失败返回-1
int socket ( int domain, int type, int protocol);
// socket为socket文件描述符
// my_addr 为地址信息
// addrlen为socket地址长度
// 成功返回0 失败返回 -1
int bind ( int socket, const struct sockaddr * my_addr, socklen_t addrlen);
// backlog表示队列最大的长度
int listen ( int socket, int backlog);
// 接受连接 失败返回-1 成功时返回socket
int accept ( int sockfd, struct sockaddr * addr, socklen_t * addrlen)cliente
// 发起连接
#include <sys/types.h>
#include <sys/socket.h>
// 第三个参数为 地址指定的长度
// 成功返回0 失败返回-1
int connect ( int sockfd , const struct sockaddr * serv_addr , socklen_t addrlen );
// 关闭连接
#include <unistd.h>
// 参数为保存的socket
// 并非立即关闭, 将socket的引用计数-1, 当fd的引用计数为0, 才能关闭(需要查阅)
int close ( int fd );
// 立即关闭
#include <sys/socket.h>
// 第二个参数为可选值
// SHUT_RD 关闭读, socket的接收缓冲区的数据全部丢弃
// SHUT_WR 关闭写 socket的发送缓冲区全部在关闭前发送出去
// SHUT_RDWR 同时关闭读和写
// 成功返回0 失败为-1 设置errno
int shutdown ( int sockfd , int howto )TCP básico
#include <sys/socket.h>
#include <sys/types.h>
// 读取sockfd的数据
// buf 指定读缓冲区的位置
// len 指定读缓冲区的大小
// flags 参数较多
// 成功的时候返回读取到的长度, 可能小于预期长度, 需要多次读取. 读取到0 通信对方已经关闭连接, 错误返回-1
ssize_t recv ( int sockfd , void * buf , size_t len , int flags );
// 发送
ssize_t send ( int sockfd , const void * buf , size_t len , int flags );| nombre de la opción | significado | Disponible para enviar | disponible para recibir |
|---|---|---|---|
| MSG_CONFIRMAR | Indica al protocolo de capa de enlace que continúe escuchando hasta que se reciba una respuesta (solo se puede usar para sockets de tipo SOCK_DGRAM y SOCK_RAW). | Y | norte |
| MSG_DONTROUTE | Sin verificar la tabla de enrutamiento, los datos se envían directamente al host de la LAN local (lo que significa que el remitente sabe que el host de destino está en la red local) | Y | norte |
| MSG_DONTWAIT | sin bloqueo | Y | Y |
| MSG_MÁS | Informe al kernel que hay más datos para enviar y espere hasta que los datos se escriban en el búfer antes de enviarlos todos juntos. Reduzca los mensajes cortos y mejore la eficiencia de la transmisión. | Y | norte |
| MSG_WAITALL | La operación de lectura espera hasta que se lea el byte especificado antes de regresar. | norte | Y |
| MSG_PEEK | Eche un vistazo a los datos del caché interno, no afectará los datos. | norte | Y |
| MSG_OOB | Enviar o recibir datos de emergencia | Y | Y |
| MSG_NOSIGNAL | Escribir datos en una conexión de tubo o enchufe de lectura cerrada no activará la señal SIGPIPE. | Y | norte |
UDP básico
#include <sys/types.h>
#include <sys/socket.h>
// 由于UDP不保存状态, 每次发送数据都需要 加入目标地址.
// 不过recvfrom和sendto 也可以用于 面向STREAM的连接, 这样可以省略发送和接收端的socket地址
ssize_t recvfrom ( int sockfd , void * buf , size_t len , int flags , struct sockaddr * src_addr , socklen_t * addrlen );
ssize_t sendto ( int sockfd , const void * buf , size_t len , ing flags , const struct sockaddr * dest_addr , socklen_t addrlen );Funciones generales de lectura y escritura.
#inclued <sys/socket.h>
ssize_t recvmsg ( int sockfd , struct msghdr * msg , int flags );
ssize_t sendmsg ( int sockfd , struct msghdr * msg , int flags );
struct msghdr
{
/* socket address --- 指向socket地址结构变量, 对于TCP连接需要设置为NULL*/
void * msg_name ;
socklen_t msg_namelen ;
/* 分散的内存块 --- 对于 recvmsg来说数据被读取后将存放在这里的块内存中, 内存的位置和长度由
* msg_iov指向的数组指定, 称为分散读(scatter read) ---对于sendmsg而言, msg_iovlen块的分散内存中
* 的数据将一并发送称为集中写(gather write);
*/
struct iovec * msg_iov ;
int msg_iovlen ; /* 分散内存块的数量*/
void * msg_control ; /* 指向辅助数据的起始位置*/
socklen_t msg_controllen ; /* 辅助数据的大小*/
int msg_flags ; /* 复制函数的flags参数, 并在调用过程中更新*/
};
struct iovec
{
void * iov_base /* 内存起始地址*/
size_t iov_len /* 这块内存长度*/
}Otras API
#include <sys/socket.h>
// 用于判断 sockfd是否处于带外标记, 即下一个被读取到的数据是否是带外数据,
// 是的话返回1, 不是返回0
// 这样就可以选择带MSG_OOB标志的recv调用来接收带外数据.
int sockatmark ( int sockfd );
// getsockname 获取sockfd对应的本端socket地址, 存入address指定的内存中, 长度存入address_len中 成功返回0失败返回-1
// getpeername 获取远端的信息, 同上
int getsockname ( int sockfd , struct sockaddr * address , socklen_t * address_len );
int getpeername ( int sockfd , struct sockaddr * address , socklen_t * address_len );
/* 以下函数头文件均相同*/
// sockfd 目标socket, level执行操作协议(IPv4, IPv6, TCP) option_name 参数指定了选项的名字. 后面值和长度
// 成功时返回0 失败返回-1
int getsockopt ( int sockfd , int level , int option_name , void * option_value ,
socklen_t restrict option_len );
int setsockopt ( int sockfd , int level , int option_name , void * option_value ,
socklen_t restrict option_len );| SO_REUSEADDR | Reutilizar la dirección local | Después de configurar un calcetín con este atributo, incluso si el calcetín está en el estado TIME_WAIT después de ser vinculado (), la dirección del socket vinculada a él aún se puede reutilizar inmediatamente para vincular un calcetín nuevo. |
|---|---|---|
| SO_RCVBUF | Tamaño del buffer de recepción TCP | El valor mínimo es 256 bytes. Después de la configuración, el sistema duplicará automáticamente el valor que establezca. El doble adicional se utilizará como un búfer libre para lidiar con la congestión. |
| SO_SNDBUF | Tamaño del búfer de envío TCP | El valor mínimo es 2048 bytes. |
| SO_RCVLOWAT | Se recibió la marca de límite inferior | El valor predeterminado es 1 byte. Cuando el número total de datos legibles en el búfer de recepción TCP es mayor que su marca de límite inferior, la llamada al sistema de multiplexación IO notificará a la aplicación que los datos se pueden leer desde el socket correspondiente. |
| SO_SNDLOWAT | marca de límite superior enviada | El valor predeterminado es 1 byte. Los datos se pueden escribir cuando el espacio libre en el búfer de envío TCP es mayor que la marca de límite inferior. |
| SO_LINGER |
struct linger
{
int l_onoff /* 开启非0, 关闭为0*/
int l_linger ; /* 滞留时间*/
/*
* 当onoff为0的时候此项不起作用, close调用默认行为关闭socket
* 当onoff不为0 且linger为0, close将立即返回, TCP将丢弃发送缓冲区的残留数据, 同时发送一个复位报文段
* 当onoff不为0 且linger大于0 . 当socket阻塞的时候close将会等待TCP模块发送完残留数据并得到确认后关
* 闭, 如果是处于非阻塞则立即关闭
*/
};API de información de red
#include <netdb.h>
// 通过主机名查找ip
struct hostent * gethostbyname ( const char * name );
// 通过ip获取主机完整信息
// type为IP地址类型 AF_INET和AF_INET6
struct hostent * gethostbyaddr ( const void * addr , size_t len , int type );
struct hostent
{
char * h_name ; /* Official name of host. */
char * * h_aliases ; /* Alias list. */
int h_addrtype ; /* Host address type. */
int h_length ; /* Length of address. */
char * * h_addr_list ; /* List of addresses from name server. */
}
int main ( int argc , char * argv [])
{
if ( argc != 2 )
{
printf ( "非法输入n" );
exit ( 0 );
}
char * name = argv [ 1 ];
struct hostent * hostptr {};
hostptr = gethostbyname ( name );
if ( hostptr == nullptr )
{
printf ( "输入存在错误 或无法获取n" );
exit ( 0 );
}
printf ( "Official name of hostptr: %sn" , hostptr -> h_name );
char * * pptr ;
char inet_addr [ INET_ADDRSTRLEN ];
printf ( "Alias list:n" );
for ( pptr = hostptr -> h_aliases ; * pptr != nullptr ; ++ pptr )
{
printf ( "t%sn" , * pptr );
}
switch ( hostptr -> h_addrtype )
{
case AF_INET :
{
printf ( "List of addresses from name server:n" );
for ( pptr = hostptr -> h_addr_list ; * pptr != nullptr ; ++ pptr )
{
printf ( "t%sn" ,
inet_ntop ( hostptr -> h_addrtype , * pptr , inet_addr , sizeof ( inet_addr )));
}
break ;
}
default :
{
printf ( "unknow address typen" );
exit ( 0 );
}
}
return 0 ;
}
/*
./run baidu.com
Official name of hostptr: baidu.com
Alias list:
List of addresses from name server:
39.156.69.79
220.181.38.148
*/Las dos funciones siguientes obtienen información del servicio leyendo el archivo /etc/services. El siguiente contenido es de Wikipedia.
El archivo de servicio es un archivo de configuración en el directorio etc de los sistemas operativos modernos. Registra el número de puerto y el protocolo correspondiente al nombre del servicio de red.
#include <netdb.h>
// 根据名称获取某个服务的完整信息
struct servent getservbyname ( const char * name , const char * proto );
// 根据端口号获取服务信息
struct servent getservbyport ( int port , const char * proto );
struct servent
{
char * s_name ; /* 服务名称*/
char * * s_aliases ; /* 服务的别名列表*/
int s_port ; /* 端口号*/
char * s_proto ; /* 服务类型, 通常为TCP或UDP*/
} #include <netdb.h>
// 内部使用的gethostbyname 和 getserverbyname
// hostname 用于接收主机名, 也可以用来接收字符串表示的IP地址(点分十进制, 十六进制字符串)
// service 用于接收服务名, 字符串表示的十进制端口号
// hints参数 对getaddrinfo的输出进行更准确的控制, 可以设置为NULL, 允许反馈各种有用的结果
// result 指向一个链表, 用于存储getaddrinfo的反馈结果
int getaddrinfo ( const char * hostname , const char * service , const struct addrinfo * hints , struct addrinfo * * result )
struct addrinfo
{
int ai_flags ;
int ai_family ;
int ai_socktype ; /* 服务类型, SOCK_STREAM或者SOCK_DGRAM*/
int ai_protocol ;
socklen_t ai_addrlen ;
char * ai_canonname ; /* 主机的别名*/
struct sockaddr * ai_addr ; /* 指向socket地址*/
struct addrinfo * ai_next ; /* 指向下一个结构体*/
}
// 需要手动的释放堆内存
void freeaddrinfo ( struct addrinfo * res ); #include <netdb.h>
// host 存储返回的主机名
// serv存储返回的服务名
int getnameinfo ( const struct sockaddr * sockaddr , socklen_t addrlen , char * host , socklen_t hostlen , char * serv
socklen_t servlen , int flags );Uso de prueba
telnet ip port #来连接服务器的此端口
netstat -nt | grep port #来查看此端口的监听Las funciones IO avanzadas proporcionadas por Linux son naturalmente más poderosas bajo condiciones específicas. De lo contrario, ¿qué más harían las condiciones específicas que naturalmente limitan la frecuencia de uso de los descriptores de archivos? El descriptor de archivo es un número entero no negativo. Es un valor de índice que apunta a la tabla de registros de archivos abiertos por el proceso mantenida por el kernel para cada proceso. STDOUT_FILENO (valor 1): el descriptor de archivo con valor 1 es la salida estándar. Después de desactivar STDOUT_FILENO, use dup para devolver el valor más pequeño disponible (actualmente, 1). parámetro de llamada dup.
función de tubería Esta función se puede utilizar para crear una tubería para implementar la comunicación entre procesos.
// 函数定义
// 参数文件描述符数组 fd[0] 读出 fd[1]写入 单向管道
// 成功返回0, 并将一对打开的文件描述符填入其参数指向的数组
// 失败返回-1 errno
#include <unistd.h>
int pipe ( int fd [ 2 ]); // 双向管道
// 第一个参数为 协议PF_UNIX(书上是AF_UNIX)感觉这里指明协议使用PF更好一些
#include <sys/types.h>
#include <sys/socket.h>
int socketpair ( int domain , int type , int protocol , int fd [ 2 ]);Después de estudiar el siguiente contenido y comprender la comunicación entre procesos, volveré y agregaré un ejemplo.
int main ()
{
int fds [ 2 ];
socketpair ( PF_UNIX , SOCK_STREAM , 0 , fds );
int pid = fork ();
if ( pid == 0 )
{
close ( fds [ 0 ]);
char a [] = "123" ;
send ( fds [ 1 ], a , strlen ( a ), 0 );
}
else if ( pid > 0 )
{
close ( fds [ 1 ]);
char b [ 20 ] {};
recv ( fds [ 0 ], b , 20 , 0 );
printf ( "%s" , b );
}
}funciones dup y dup2 Copiar un descriptor de archivo existente
#include <unistd.h>
// 返回的文件描述符总是取系统当前可用的最小整数值
int dup ( int oldfd );
// 可以用newfd来制定新的文件描述符, 如果newfd已经被打开则先关闭
// 如果newfd==oldfd 则不关闭newfd直接返回
int dup2 ( int oldfd , int newfd ); La función dup crea un nuevo descriptor de archivo. El nuevo descriptor de archivo y el file_descriptor original apuntan al mismo objetivo. Vuelva y agregue un ejemplo. En este ejemplo, debido a que STDOUT_FILENO está desactivado, el dup más pequeño es STDOUT_FILENO . la salida va a esto en el archivo
int main ()
{
int filefd = open ( "/home/lsmg/1.txt" , O_WRONLY );
close ( STDOUT_FILENO );
dup ( filefd );
printf ( "123n" );
exit ( 0 );
}lectura/escritura
#include <sys/uio.h>
// count 为 vector的长度, 即为有多少块内存
// 成功时返回写入读取的长度 失败返回-1
ssize_t readv ( int fd , const struct iovec * vector , int count );
ssize_t writev ( int fd , const struct iovec * vector , int count );
struct iovec {
void * iov_base /* 内存起始地址*/
size_t iov_len /* 这块内存长度*/
} Regrese y agregue un ejemplo de uso. Este ejemplo escribe la representación de memoria de un int en un archivo. Use hexdump para ver el archivo 0000000 86a0 0001 Puede ver 186a0 es 100000.
// 2020年1月7日16:52:11
int main ()
{
int file = open ( "/home/lsmg/1.txt" , O_WRONLY );
int temp = 100000 ;
iovec temp_iovec {};
temp_iovec . iov_base = & temp ;
temp_iovec . iov_len = sizeof ( temp );
writev ( file , & temp_iovec , 1 );
}función de envío de archivo
#include <sys/sendfile.h>
// offset为指定输入流从哪里开始读, 如果为NULL 则从开头读取
ssize_t sendfile ( int out_fd , int in_fd , off_t * offset , size_t count );
O_RDONLY只读模式
O_WRONLY只写模式
O_RDWR读写模式
int open ( file_name , flag );La estructura de estadísticas se puede generar con fstat, que es simplemente la tarjeta de identificación del archivo.
#include <sys/stat.h>
struct stat
{
dev_t st_dev ; /* ID of device containing file -文件所在设备的ID*/
ino_t st_ino ; /* inode number -inode节点号*/
mode_t st_mode ; /* protection -保护模式?*/
nlink_t st_nlink ; /* number of hard links -链向此文件的连接数(硬连接)*/
uid_t st_uid ; /* user ID of owner -user id*/
gid_t st_gid ; /* group ID of owner - group id*/
dev_t st_rdev ; /* device ID (if special file) -设备号，针对设备文件*/
off_t st_size ; /* total size, in bytes -文件大小，字节为单位*/
blksize_t st_blksize ; /* blocksize for filesystem I/O -系统块的大小*/
blkcnt_t st_blocks ; /* number of blocks allocated -文件所占块数*/
time_t st_atime ; /* time of last access -最近存取时间*/
time_t st_mtime ; /* time of last modification -最近修改时间*/
time_t st_ctime ; /* time of last status change - */
};Función de generación de tarjeta de identificación
// 第一个参数需要调用open生成文件描述符
// 下面其他两个为文件全路径
int fstat ( int filedes , struct stat * buf );
// 当路径指向为符号链接的时候, lstat为符号链接的信息. stat为符号链接指向文件信息
int stat ( const char * path , struct stat * buf );
int lstat ( const char * path , struct stat * buf );
/*
* ln -s source dist 建立软连接, 类似快捷方式, 也叫符号链接
* ln source dist 建立硬链接, 同一个文件使用多个不同的别名, 指向同一个文件数据块, 只要硬链接不被完全
* 删除就可以正常访问
* 文件数据块 - 文件的真正数据是一个文件数据块, 打开的`文件`指向这个数据块, 就是说
* `文件`本身就类似快捷方式, 指向文件存在的区域.
*/funciones mmap y munmap
mmap crea una memoria compartida por la comunicación del proceso (los archivos se pueden asignar a ella) munmap libera esta memoria.
#include <sys/mman.h>
// start 内存起始位置, 如果为NULL则系统分配一个地址 length为长度
// port参数 PROT_READ(可读) PROT_WRITE(可写) PROT_EXEC(可执行), PROT_NONE(不可访问)
// flag参数 内存被修改后的行为
// - MAP_SHARED 进程间共享内存, 对内存的修改反映到映射文件中
// - MAP_PRIVATE 为调用进程私有, 对该内存段的修改不会反映到文件中
// - MAP_ANONUMOUS 不是从文件映射而来, 内容被初始化为0, 最后两个参数被忽略
// 成功返回区域指针, 失败返回 -1
void * mmap ( void * start , size_t length , int port , int flags , int fd , off_t offset );
// 成功返回0 失败返回-1
int munmap ( void * start , size_t length );función de empalme Se utiliza para mover datos entre dos descriptores de nombres de archivos, operación de copia 0
#include <fcntl.h>
// fd_in 为文件描述符, 如果为管道文件描述符则 off_in必须为NULL, 否则为读取开始偏移位置
// len为指定移动的数据长度, flags参数控制数据如何移动.
// - SPLICE_F_NONBLOCK 非阻塞splice操作, 但会受文件描述符自身的阻塞
// - SPLICE_F_MORE 给内核一个提示, 后续的splice调用将读取更多的数据???????
ssize_t splice ( int fd_in , loff_t * off_in , int fd_out , loff_t * off_out , size_t len , unsigned int flags );
// 使用splice函数 实现echo服务器
int main ( int argc , char * argv [])
{
if ( argc <= 2 )
{
printf ( "the parmerters is wrongn" );
exit ( errno );
}
char * ip = argv [ 1 ];
int port = atoi ( argv [ 2 ]);
printf ( "the port is %d the ip is %sn" , port , ip );
int sockfd = socket ( PF_INET , SOCK_STREAM , 0 );
assert ( sockfd >= 0 );
struct sockaddr_in address {};
address . sin_family = AF_INET ;
address . sin_port = htons ( port );
inet_pton ( AF_INET , ip , & address . sin_addr );
int ret = bind ( sockfd , ( sockaddr * ) & address , sizeof ( address ));
assert ( ret != -1 );
ret = listen ( sockfd , 5 );
int clientfd {};
sockaddr_in client_address {};
socklen_t client_addrlen = sizeof ( client_address );
clientfd = accept ( sockfd , ( sockaddr * ) & client_address , & client_addrlen );
if ( clientfd < 0 )
{
printf ( "accept errorn" );
}
else
{
printf ( "a new connection from %s:%d successn" , inet_ntoa ( client_address . sin_addr ), ntohs ( client_address . sin_port ));
int fds [ 2 ];
pipe ( fds );
ret = splice ( clientfd , nullptr , fds [ 1 ], nullptr , 32768 , SPLICE_F_MORE );
assert ( ret != -1 );
ret = splice ( fds [ 0 ], nullptr , clientfd , nullptr , 32768 , SPLICE_F_MORE );
assert ( ret != -1 );
close ( clientfd );
}
close ( sockfd );
exit ( 0 );
}Función de selección La función de selección regresa cuando la segunda lista de parámetros es legible o espera el tiempo especificado para regresar.
Después de regresar, la colección a la que apunta el segundo parámetro fdset se modifica en una lista fd legible. Esto requiere actualizar la colección fdset después de cada regreso.
Después de regresar, el valor de retorno de esta función es el número de fds legibles. Atraviesa la colección de fdset y usa FD_ISSET para determinar si fdset [i] está en ella y luego determina si el fd está escuchando. Si es así, acepte la nueva conexión. Si no, significa que ha sido aceptado por otros. fd determina si hay datos para leer o la conexión está desconectada.
#include <fcntl.h>
// maxfdp 最大数 FD_SETSIZE
// struct fd_set 一个集合,可以存储多个文件描述符
// - FD_ZERO(&fd_set) 清空 -FD_SET(fd, &fd_set) 放入fd FD_CLR(fd, &fd_set)从其中清除fd
// - FD_ISSET(fd, &fd_set) 判断是否在其中
// readfds 需要监视的文件描述符读变化, 其中的文件描述符可读的时候返回
// writefds 需要监视的文件描述符写变化, 其中的文件描述符可写的时候返回
// errorfds 错误
// timeout 传入NULL为阻塞, 设置为0秒0微秒则变为非阻塞函数
// 返回值 负值为错误 等待超时说明文件无变化返回0 有变化返回正值
int select ( int maxfdp , fd_set * readfds , fd_set * writefds , fd_set * errorfds , struct timeval * timeout );
#define exit_if ( r , ...)
{
if (r)
{
printf(__VA_ARGS__);
printf("errno no: %d, error msg is %s", errno, strerror(errno));
exit(1);
}
}
int main ( int argc , char * argv [])
{
int keyboard_fd = open ( "/dev/tty" , O_RDONLY | O_NONBLOCK );
exit_if ( keyboard_fd < 0 , "open keyboard fd errorn" );
fd_set readfd ;
char recv_buffer = 0 ;
while (true)
{
FD_ZERO ( & readfd );
FD_SET ( 0 , & readfd );
timeval timeout { 5 , 0 };
int ret = select ( keyboard_fd + 1 , & readfd , nullptr , nullptr , & timeout );
exit_if ( ret == -1 , "select errorn" );
if ( ret > 0 )
{
if ( FD_ISSET ( keyboard_fd , & readfd ))
{
recv_buffer = 0 ;
read ( keyboard_fd , & recv_buffer , 1 );
if ( 'n' == recv_buffer )
{
continue ;
}
if ( 'q' == recv_buffer )
{
break ;
}
printf ( "the input is %cn" , recv_buffer );
}
}
if ( ret == 0 )
{
printf ( "timeoutn" );
}
}
}sudo service rsyslog restart // 启动守护进程 #include <syslog.h>
// priority参数是所谓的设施值(记录日志信息来源, 默认为LOG_USER)与日志级别的按位或
// - 0 LOG_EMERG /* 系统不可用*/
// - 1 LOG_ALERT /* 报警需要立即采取行动*/
// - 2 LOG_CRIT /* 非常严重的情况*/
// - 3 LOG_ERR /* 错误*/
// - 4 LOG_WARNING /* 警告*/
// - 5 LOG_NOTICE /* 通知*/
// - 6 LOG_INFO /* 信息*/
// -7 LOG_DEBUG /* 调试*/
void syslog ( int priority , const char * message , .....);
// ident 位于日志的时间后 通常为名字
// logopt 对后续 syslog调用的行为进行配置
// - 0x01 LOG_PID /* 在日志信息中包含程序PID*/
// - 0x02 LOG_CONS /* 如果信息不能记录到日志文件, 则打印到终端*/
// - 0x04 LOG_ODELAY /* 延迟打开日志功能直到第一次调用syslog*/
// - 0x08 LOG_NDELAY /* 不延迟打开日志功能*/
// facility参数可以修改syslog函数中的默认设施值
void openlog ( const char * ident , int logopt , int facility );
// maskpri 一共八位 0000-0000
// 如果将最后一个0置为1 表示 记录0级别的日志
// 如果将最后两个0都置为1 表示记录0和1级别的日志
// 可以通过LOG_MASK() 宏设定 比如LOG_MASK(LOG_CRIT) 表示将倒数第三个0置为1, 表示只记录LOG_CRIT
// 如果直接设置setlogmask(3); 3的二进制最后两个数均为1 则记录 0和1级别的日志
int setlogmask ( int maskpri );
// 关闭日志功能
void closelog ();UID - ID de usuario real EUID - ID de usuario efectivo - facilitar el acceso a recursos GID - ID de grupo real EGID - ID de grupo efectivo
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
uid_t getuid ();
uid_t geteuid ();
gid_t getgid ();
gid_t getegid ();
int setuid ( uid_t uid );
int seteuid ( uid_t euid );
int setgid ( gid_t gid );
int setegid ( gid_t gid ); Puede cambiar de usuario a través de setuid y setgid El usuario raíz uid y gid son ambos 0.
PGID: ID de grupo de procesos (cada proceso en Linux pertenece a un grupo de procesos)
#include <unistd.h> pid_t getpgid(pid_t pid); Devuelve el pgid al que pertenece el pid en caso de error. Devuelve -1 en caso de error int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);
sesión Algunos grupos de procesos asociados formarán un salto de sesión.
Verifique la relación del proceso ps y menos
Límites de recursos Cambiar ligeramente el directorio levemente
Modelo de servidor-modelo CS
ventaja
Diagrama de patrón
La demostración escrita no utiliza la función de bifurcación. Se mejorará en el futuro.
Modelo IO del marco del servidor
Probablemente pueda entender este modelo y he estudiado Javaweb durante medio año.
El socket se bloquea de forma predeterminada cuando se crea, pero se puede resolver pasando SOCK_NONBLOCK . Las llamadas sin bloqueo regresarán inmediatamente, pero es posible que el evento no haya ocurrido (recv no recibió la información). ocurre o se produce un error,返回-1 por lo que debe distinguirse por errno Estos errores El evento no ocurrió aceptar, enviar, recv errno está configurado en EAGAIN(再来一次) o EWOULDBLOCK(期望阻塞) está configurado en EINPROGRESS(正在处理中)
Es necesario llamar a IO sin bloqueo cuando el evento ya ocurrió para mejorar el rendimiento.
La función de multiplexación IO comúnmente utilizada select poll epoll_wait se explicará más adelante en el Capítulo 9. La señal se explicará en el Capítulo 10.
Dos modos eficientes de procesamiento de eventos y modo concurrente
Los programas se dividen en intensivos en informática (que utilizan mucha CPU y pocos recursos de IO) e intensivos en IO (inversamente). El primero reducirá la eficiencia cuando se utiliza la programación concurrente, mientras que el segundo mejorará la eficiencia al utilizar ambos procesos. y modo multihilo.
Modo de concurrencia: un método para coordinar tareas entre unidades IO y múltiples unidades lógicas. El servidor tiene dos modos de concurrencia principales.
Modo semisincrónico/semiasincrónico En el modelo IO, la diferencia entre asíncrono y sincrónico es qué tipo de evento IO notifica el kernel a la aplicación (evento listo o evento de finalización) y quién completa la lectura y escritura de IO (aplicación o kernel).
Y aquí la sincronización (modo concurrente) se refiere a la ejecución completamente en el orden de la secuencia del código: los subprocesos que se ejecutan de manera sincrónica se denominan subprocesos sincrónicos y deben ser controlados por eventos del sistema (interrupciones, señales): los subprocesos que se ejecutan de manera asincrónica. se llaman hilos asincrónicos
Servidor (requiere un buen rendimiento en tiempo real y puede manejar múltiples solicitudes de clientes al mismo tiempo): generalmente se implementa mediante subprocesos síncronos y subprocesos asíncronos, es decir, modo semisincrónico/semiasincrónico. Subprocesos síncronos: procesa la lógica del cliente y procesa los objetos en la cola de solicitudes de forma asincrónica Subproceso: maneja eventos de IO, después de recibir las solicitudes de los clientes, los encapsula en objetos de solicitud y los inserta en la cola de solicitudes
Hay variaciones del patrón semisincronizado/semiancrono半同步/半反应堆模式
Hilo asincrónico - hilo principal - responsable de monitorear eventos en todos los sockets
modelo líder/seguidor levemente
Método de programación eficiente: máquina de estados finitos
// 状态独立的有限状态机
STATE_MACHINE ( Package _pack ) {
PackageType _type = _pack . GetType ();
switch ( _type ) {
case type_A :
xxxx ;
break ;
case type_B :
xxxx ;
break ;
}
}
// 带状态转移的有限状态机
STATE_MACHINE () {
State cur_State = type_A ;
while ( cur_State != type_C ) {
Package _pack = getNewPackage ();
switch ( cur_State ) {
case type_A :
process_package_state_A ( _pack );
cur_State = type_B ;
break ;
case type_B :
xxxx ;
cur_State = type_C ;
break ;
}
}
}Me tomó una hora copiar finalmente el código de 5000 palabras letra por letra @8 de septiembre de 2019 22:08:46@
Grupos : espacio comercial para grupos de procesos de tiempo y grupos de subprocesos
Replicación de datos : los servidores de alto rendimiento deben intentar evitar replicaciones innecesarias
Cambios y bloqueos de contexto Reduzca el alcance de锁. No debe crear demasiados procesos de trabajo, sino utilizar subprocesos de lógica empresarial dedicados.
La multiplexación de E/S permite a los programas monitorear múltiples descriptores de archivos al mismo tiempo.
Métodos comúnmente utilizados: select , poll , epoll
# include < sys/select.h >
// nfds - 被监听的文件描述符总数
// 后面三个分别指向 可读, 可写, 异常等事件对应的文件描述符集合
// timeval select超时时间 如果传递0 则为非阻塞, 设置为NULL则为阻塞
// 成功返回就绪(可读, 可写, 异常)文件描述符的总数, 没有则返回0 失败返回-1
int select ( int nfds, fd_set * readfds, fd_set * writefds, fd_set * exceptfds, struct timeval * timeout);
//操作fd_set的宏
FD_ZERO ( fd_set * fdset);
FD_SET ( int fd, fd_set * fdset);
FD_CLR ( int fd, fd_set * fdset);
FD_ISSET ( int fd, fd_set * fdset);
// 设置 timeval 超时时间
struct timeval
{
long tv_sec; // 秒
long tv_usec; // 微秒
}seleccionar
condición de descriptor de archivo listo
encuesta
# include < poll.h >
// fds 结构体类型数组 指定我们感兴趣的文件描述符上发生的可读可写和异常事件
// nfds 遍历结合大小 左闭右开
// timeout 单位为毫秒 -1 为阻塞 0 为立即返回
int poll ( struct pollfd * fds, nfds_t nfds, int timeout);
struct pollfd
{
int fd;
short events; //注册的事件, 告知poll监听fd上的哪些事件
short revents; // 实际发生的事件
}# define exit_if (r, ...)
{
if (r)
{
printf (__VA_ARGS__);
printf ( " errno no: %d, error msg is %s " , errno, strerror (errno));
exit ( 1 );
}
}
struct client_info
{
char *ip_;
int port_;
};
int main ( int argc, char * argv[])
{
int port = 8001 ;
char ip[] = " 127.0.0.1 " ;
struct sockaddr_in address;
address. sin_port = htons (port);
address. sin_family = AF_INET;
address. sin_addr . s_addr = htons (INADDR_ANY);
int listenfd = socket (PF_INET, SOCK_STREAM, 0 );
exit_if (listenfd < 0 , " socket error n " );
int ret = bind (listenfd, ( struct sockaddr *)&address, sizeof (address));
exit_if (ret == - 1 , " bind error n " );
ret = listen (listenfd, 5 );
exit_if (ret == - 1 , " listen error n " );
constexpr int MAX_CLIENTS = 1024 ;
struct pollfd polls[MAX_CLIENTS] = {};
struct client_info clientsinfo[MAX_CLIENTS] = {};
polls[ 3 ]. fd = listenfd;
polls[ 3 ]. events = POLLIN | POLLRDHUP;
while ( true )
{
ret = poll (polls, MAX_CLIENTS + 1 , - 1 );
exit_if (ret == - 1 , " poll error n " );
for ( int i = 3 ; i <= MAX_CLIENTS; ++i)
{
int fd = polls[i]. fd ;
if (polls[i]. revents & POLLRDHUP)
{
polls[i]. events = 0 ;
printf ( " close fd-%d from %s:%d n " , fd, clientsinfo[fd]. ip_ , clientsinfo[fd]. port_ );
}
if (polls[i]. revents & POLLIN)
{
if (fd == listenfd)
{
struct sockaddr_in client_address;
socklen_t client_addresslen = sizeof (client_address);
int clientfd = accept (listenfd, ( struct sockaddr *)&client_address,
&client_addresslen);
struct client_info *clientinfo = &clientsinfo[clientfd];
clientinfo-> ip_ = inet_ntoa (client_address. sin_addr );
clientinfo-> port_ = ntohs (client_address. sin_port );
exit_if (clientfd < 0 , " accpet error, from %s:%d n " , clientinfo-> ip_ ,
clientinfo-> port_ );
printf ( " accept from %s:%d n " , clientinfo-> ip_ , clientinfo-> port_ );
polls[clientfd]. fd = clientfd;
polls[clientfd]. events = POLLIN | POLLRDHUP;
}
else
{
char buffer[ 1024 ];
memset (buffer, ' ' , sizeof (buffer));
ret = read (fd, buffer, 1024 );
if (ret == 0 )
{
close (fd);
}
else
{
printf ( " recv from %s:%d: n %s n " , clientsinfo[fd]. ip_ ,
clientsinfo[fd]. port_ , buffer);
}
}
}
}
}
}epoll
epoll es una función de multiplexación de E/S específica de Linux. Su implementación es muy diferente de seleccionar y sondear.
Hay una función de creación de descriptores de archivos específica para identificar esta tabla de eventos epoll_create() epoll_ctl() se utiliza para operar esta tabla de eventos del kernel epoll_wait() devuelve el número de descriptores de archivos listos para la función principal con éxito y devuelve -1 si epoll_wait() falla cuando la función detecta un evento, copia todos los eventos listos de la tabla de eventos del kernel (resultado devuelto por el primer parámetro, epoll_create) a la matriz a la que apunta el segundo evento de parámetro. Esta matriz solo se usa para generar eventos listos detectados epoll_wait .
El parámetro de matriz de evento es diferente de seleccionar y sondear. Se utiliza para pasar eventos registrados por el usuario y eventos de preparación de salida detectados por el kernel, lo que mejora la eficiencia.
// 索引poll返回的就绪文件描述符
int ret = poll(fds, MAX_EVENT_NUMBER - 1 );
// 遍历
for ( int i = 0 ; i < MAX_EVENT_NUMBER; ++i) {
if (fds[i]. revents & POLLIN) {
int sockfd = fds[i]. fd ;
}
}
// 索引epoll返回的就绪文件描述符
int ret = epoll_wait(epoll_fd, events, MAX_EVENT_NUMBER, - 1 );
for ( int i = 0 ; i < ret; i++) {
int sockfd = events[i]. data . fd ;
// sockfd 一定就绪 ?????
}Modos LT y ET LT (activado por nivel, modo de trabajo predeterminado) epoll en modo LT es equivalente a una encuesta más eficiente epoll_wait solo notificará un evento hasta que se procese el evento
Modo ET (disparador de borde, modo de trabajo eficiente de epoll). Al registrar un evento EPOLLET en un descriptor de archivo en la tabla de eventos del kernel de epoll, epoll utilizará el modo ET para operar el descriptor de archivo, epoll_wait solo notificará una vez, independientemente de. ¿Se ha completado el evento?
modo ET
-> 123456789-123456789-123456789
event trigger once
get 9bytes of content: 123456789
get 9bytes of content: -12345678
get 9bytes of content: 9-1234567
get 4bytes of content: 89
read later
modo LT
-> 123456789-123456789-123456789
event trigger once
get 9bytes of contents: 123456789
event trigger once
get 9bytes of contents: -12345678
event trigger once
get 9bytes of contents: 9-1234567
event trigger once
get 4bytes of contents: 89
Cuando una tarea llega al modo ET, debe completarse, porque este evento no se notificará en el futuro, por lo que ET es el modo de trabajo eficiente de epoll y continuará notificando mientras el evento no se procese.
# include < epoll.h >
// size 参数只是给内核一个提示, 事件表需要多大
// 函数返回其他所有epoll系统调用的第一个参数, 来指定要访问的内核事件表
int epoll_create ( int size);
// epfd 为 epoll_create的返回值
// op为操作类型
// - EPOLL_CTL_ADD 向事件表中注册fd上的事件
// - EPOLL_CTL_MOD 修改fd上的注册事件
// - EPOLL_CTL_DEL 删除fd上的注册事件
// fd 为要操作的文件描述符
int epoll_ctl ( int epfd, int op, int fd, struct epoll_event * event);
struct epoll_event
{
_uint32_t events; // epoll事件
epoll_data_t data; // 用户数据 是一个联合体
}
typedef union epoll_data
{
void * ptr; // ptr fd 不能同时使用
int fd;
uint32_t u32;
uint64_t u64;
} epoll_data_t
// maxevents监听事件数 必须大于0
// timeout 为-1 表示阻塞
// 成功返回就绪的文件描述符个数 失败返回-1
int epoll_wait ( int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout); select y poll son lo mismo que epoll
Cuando la conexión falla, devolverá un valor de error EINPROGRESS, que indica que se llama a la conexión en un socket sin bloqueo y que la conexión no se establece de inmediato. En este momento, se pueden llamar las funciones de selección y sondeo para monitorear el evento de escritura en el. socket donde falló la conexión.
Cuando la función regresa, puede usar getsockopt para leer el código de error y borrar el error en el socket. Un código de error de 0 indica éxito.
Enviar señal API
# include < sys/types.h >
# include < signal.h >
// pid > 0 发送给PID为pid标识的进程
// 0 发送给本进程组的其他进程
// -1 发送给进程以外的所有进程, 但发送者需要有对目标进程发送信号的权限
// < -1 发送给组ID为 -pid 的进程组中的所有成员
// 出错信息 EINVAL 无效信号, EPERM 该进程没有权限给任何一个目标进程 ESRCH 目标进程(组) 不存在
int kill ( pid_t pid, int sig);Recibir señal API
# include < signal.h >
typedef void (* _sighandler_t ) ( int );
# include < bits/signum.h > // 此头文件中有所有的linux可用信号
// 忽略目标信号
# define SIG_DFL (( _sighandler_t ) 0 )
// 使用信号的默认处理方式
# define SIG_IGN (( _sighandler_t ) 1 )Señales comunes
SIGHUP 控制终端挂起
SIGPIPE 往读端被关闭的管道或者socket连接中写数据
SIGURG socket连接上收到紧急数据
SIGALRM 由alarm或setitimer设置的实时闹钟超时引起
SIGCHLD 子进程状态变化
función de señal
// 为一个信号设置处理函数
# include < signal.h >
// _handler 指定sig的处理函数
_sighandler_t signal ( int sig, __sighandler_t _handler)
int sigaction( int sig, struct sigaction * act, struct sigaction * oact)Una señal es un mensaje enviado por un usuario, sistema o proceso al proceso objetivo para notificar al proceso objetivo de un determinado cambio de estado o excepción del sistema.
SIGINTSIGALRMEl servidor debe manejar (o al menos ignorar) algunas señales comunes para evitar una terminación anormal
¿Interrumpir llamada al sistema?
SO_RCVTIMEO y SO_SNDTIMEOEjemplo de uso: obtenga la ruta después del tiempo de espera configurando el SO_SNDTIMEO correspondiente
int timeout_connect ( const char * ip, const int port, const int sec)
{
struct sockaddr_in address{};
address. sin_family = AF_INET;
address. sin_port = htons (port);
address. sin_addr . s_addr = inet_addr (ip);
int sockfd = socket (PF_INET, SOCK_STREAM, 0 );
exit_if (sockfd < 0 , " socket error n " );
struct timeval timeout{};
timeout. tv_sec = sec;
timeout. tv_usec = 0 ;
socklen_t timeout_len = sizeof (timeout);
setsockopt (sockfd, SOL_SOCKET, SO_SNDTIMEO, &timeout, timeout_len);
int ret = connect (sockfd, ( struct sockaddr *)&address, sizeof (address));
if (ret == - 1 )
{
// 当 errno为EINPROGRESS 说明 等待了 10S后依然无法连接成功 实现了定时器
if (errno == EINPROGRESS)
{
printf ( " connecting timeout, process timeout logic n " );
return - 1 ;
}
printf ( " error occur when connecting to server n " );
return - 1 ;
}
return sockfd;
}
int main ( int argc, char * argv[])
{
exit_if (argc <= 2 , " wrong number of parameters n " )
const char * ip = argv[ 1 ];
const int port = atoi (argv[ 2 ]);
int sockfd = timeout_connect (ip, port, 10 );
if (sockfd < 0 )
{
return 1 ;
}
return 0 ;
}Una vez que el reloj de alarma en tiempo real configurado por las funciones de alarma y setitimer expira, se activará la señal SIGALRM. El código relacionado con el uso de la función de procesamiento de señales para procesar las tareas programadas se coloca en github. así que no lo pondré aquí.
El resumen se coloca en el blog del diario y luego se vincula a él.
Otro blog
# include < unistd.h >
// 声明这个是外部函数或外部变量
extern char ** environ;
// path 参数指定可执行文件的完成路径 file接收文件名,具体位置在PATH中搜寻
// arg-接受可变参数 和 argv用于向新的程序传递参数数组
// envp用于设置新程序的环境变量, 未设置则使用全局的环境变量
// exec函数是不返回的, 除非出错
// 如果未报错则源程序被新的程序完全替换
int execl ( const char * path, const char * arg, ...);
int execlp ( const char * file, const char * arg, ...);
int execle ( const char * path, const char * arg, ..., char * const envp[])
int execv( const char * path, char * const argv[]);
int execvp ( const char * file, char * const argv[]);
int execve ( const char * path, char * const argv[], char * const envp[]);# include < sys/types.h >
# include < unistd.h >
// 每次调用都返回两次, 在父进程中返回的子进程的PID, 在子进程中返回0
// 次返回值用于区分是父进程还是子进程
// 失败返回-1
pid_t fork (viod);El sistema fork llama a la función fork() para copiar el proceso actual y crear una nueva entrada de la tabla de procesos en la tabla de procesos del kernel. La nueva entrada de la tabla de procesos tiene muchos atributos iguales que el proceso original.
文件描述符的引用计数en el proceso hijo de forma predeterminada. El recuento de referencias父进程的用户根目录, 当前工作目录等变量的引用计数se incrementan en 1.También hay diferentes proyectos.
信号位图被清除(la función de procesamiento de señal establecida por el proceso original no es válida para el nuevo proceso)(Citado de Wikipedia: el recuento de referencias es una tecnología de gestión de memoria en los lenguajes de programación de computadoras. Se refiere a guardar la cantidad de referencias a un recurso (que puede ser un objeto, memoria o espacio en disco, etc.). Cuando la cantidad de referencias aumenta cero ).
El proceso hijo es un duplicado exacto del proceso padre excepto por los siguientes puntos:
El hijo tiene su propio ID de proceso único y este PID no coincide con el ID de ningún grupo de procesos existente (setpgid(2)) o sesión.
El ID del proceso principal del niño es el mismo que el ID del proceso principal del niño. El ID del proceso principal del niño, PPID, es el mismo que el ID del proceso principal, PID.
El hijo no hereda los bloqueos de memoria de su padre (mlock(2), mlockall(2) El proceso hijo no hereda los bloqueos de memoria del proceso padre (se garantiza que parte de la memoria está en la memoria, no en la partición sawp). )
Las utilizaciones de recursos del proceso (getrusage(2)) y los contadores de tiempo de CPU (times(2)) se restablecen a cero en el niño.
El conjunto de señales pendientes del hijo está inicialmente vacío (sigpending (2)). El mapa de bits de la señal se inicializa para que esté vacío. La función de procesamiento de señales original no es válida para el proceso hijo y debe restablecerse.
El hijo no hereda los ajustes del semáforo de su padre (semop(2) no heredará semadj).
El hijo no hereda los bloqueos de registros asociados al proceso de su padre (fcntl(2) (por otro lado, hereda los bloqueos de descripción de archivos abiertos fcntl(2) y los bloqueos de grey(2) de su padre).
El hijo no hereda temporizadores de su padre (setitimer(2), alarm(2), timer_create(2)).
El hijo no hereda operaciones de E/S asincrónicas pendientes de su padre (aio_read(3), aio_write(3)), ni hereda ningún contexto de E/S asincrónicas de su padre (ver io_setup(2)).
# include < sys/types.h >
# include < sys/wait.h >
// wait进程将阻塞进程, 直到该进程的某个子进程结束运行为止. 他返回结束的子进程的PID, 并将该子进程的退出状态存储于stat_loc参数指向的内存中. sys/wait.h 头文件中定义了宏来帮助解释退出信息.
pid_t wait ( int * stat_loc);
// 非阻塞, 只等待由pid指定的目标子进程(-1为阻塞)
// options函数取值WNOHANG-waitpid立即返回
// 如果目标子进程正常退出, 则返回子进程的pid
// 如果还没有结束或意外终止, 则立即返回0
// 调用失败返回-1
pid_t waitpid ( pid_t pid, int * stat_loc, int options);
WIFEXITED (stat_val); // 子进程正常结束, 返回一个非0
WEXITSTATUS (stat_val); // 如果WIFEXITED 非0, 它返回子进程的退出码
WIFSIGNALED (stat_val); // 如果子进程是因为一个未捕获的信号而终止, 返回一个非0值
WTERMSIG (stat_val); // 如果WIFSIGNALED非0 返回一个信号值
WIFSTOPPED (stat_val); // 如果子进程意外终止, 它返回一个非0值
WSTOPSIG (stat_val); // 如果WIFSTOPED非0, 它返回一个信号值Para programas multiproceso, el proceso padre generalmente necesita rastrear el estado de salida del proceso hijo. Por lo tanto, cuando el proceso hijo termina de ejecutarse, el kernel no liberará inmediatamente la entrada de la tabla de procesos del proceso para satisfacer las necesidades del proceso padre. información de envío posterior al proceso hijo.
子进程结束运行之后, 父进程读取其退出状态前, decimos que el proceso hijo está en僵尸态父进程结束运行之后, 子进程退出之前, en僵尸态Los dos estados anteriores son que el proceso padre no manejó correctamente la información devuelta del proceso hijo y el proceso hijo permaneció en el estado zombie, ocupando recursos del kernel.
Aunque waitpid() no es bloqueante, debe llamarse después de que finalice el proceso monitoreado por la señal SIGCHLD; esta señal se enviará al proceso principal una vez que finalice el proceso secundario.
static void handle_child ( int sig)
{
pid_t pid;
int stat;
while ((pid = waitpid (- 1 , &stat, WNOHANG)) > 0 )
{
// 善后处理emmmm
}
}semáforo primitivo Solo admite dos operaciones, esperar y señalar. La espera y la señal tienen significados especiales en Linux, por lo que también se denominan operación P (pasar, pasar es como entrar en una sección crítica) V (vrijgeven, liberar es como salir de la sección crítica). hay un semáforo SV (puede ser cualquier número natural, este libro solo analiza semáforos binarios), el significado de su operación PV es
Resumen de cómo utilizar PV
Utilice semget para obtener el identificador único. Utilice SETVAL de semctl para pasar la unión sem_un que inicializa val. Para inicializar val, llame semop para pasar el identificador único sem_op=1 sem_op=-1 realiza la operación P (bloqueo). sem_op=1 realiza la operación V (desbloqueo) El bloqueo del interruptor pasa cuando sem_op=-1,semval=0 e IPC_NOWAIT no se especifican, esperando que semval cambie de sem_op=1 a semval=1
Crear semáforo
// semeget 系统调用
// 创建一个全局唯一的信号量集, 或者获取一个已经存在的信号量集
// key 参数是一个键值, 用来标识一个全局唯一的信号量级,可以在不同进程中获取
// num_sems 参数指定要创建/获取的信号量集中信号量的数目. 如果是创建信号量-必须指定, 如果是获取-可以指定为0. 一般都是为1
// sem_flags指定一组标志, 来控制权限
// - 可以与IPC_CREAT 做或运算创建新的信号量集, 即使信号量集存在也不会报错
// - IPC_CREAT | IPC_EXCL来创建一组唯一信号量集 如果已经存在则会返回错误 errno = EEXIST
// 成功返回一个正整数, 是信号量集的标识符, 失败返回 -1
int semget ( key_t key, int num_sems, int sem_flags);
int sem_id = semget(( key_t ) 1234 , 1 , 0666 | IPC_CREAT);inicialización
// semctl 系统调用
// sem_id 参数是由semget返回的信号量集标识符
// sen_num指定被操作的信号量在信号集中的编号
// command指定命令, 可以追加命令所需的参数, 不过有推荐格式
// 成功返回对应command的参数, 失败返回-1 errno
int semctl ( int sem_id, int sem_num, int command, ...);
// 第四个参数 竟然需要手动声明...
union semun
{
int val; /* Value for SETVAL */
struct semid_ds *buf; /* Buffer for IPC_STAT, IPC_SET */
unsigned short *array; /* Array for GETALL, SETALL */
struct seminfo *__buf; /* Buffer for IPC_INFO
(Linux-specific) */
};
// 初始化信号量
union semun sem_union;
sem_union.val = 1 ;
// 这里可以直接第三个参数传入1(val)
if (semctl(sem_id, 0 , SETVAL, sem_union) == - 1 )
{
exit ( 0 );
}
// 删除信号量
union semun sem_union{};
if (semctl(sem_id, 0 , IPC_RMID, sem_union) == - 1 )
{
exit (EXIT_FAILURE);
}Algunas variables importantes del kernel asociadas con el semáforo semop
unsigned short semval; // 信号量的值
unsigned short semzcnt; // 等待信号量值变为0的进程数量
unsigned short semncnt // 等待信号量值增加的进程数量
pid_t sempid; // 最后一次执行semop操作的进程IDOperar el semáforo en realidad está operando en las variables del núcleo anteriores.
// sem_id 是由semget调用返回的信号量集的标识符, 用以指定被操作的,目标信号量集.
// sem_ops 参数指向一个sembuf结构体类型的数组
// num_sem_ops 说明操作数组中哪个信号量
// 成功返回0, 失败返回-1 errno. 失败的时候sem_ops[] 中的所有操作不执行
int semop ( int sem_id, struct sembuf * sem_ops, size_t num_sem_ops);
// sem_op < 0 期望获得信号量
// semval-=abs(sem_op),要求调用进程对被操作信号量集有写权限
// 如果semval的值大于等于sem_op的绝对值, 则操作成功, 调用进程立即获得信号量
// 如果semval < abs(sem_op) 则在被指定IPC_NOWAIT的时候semop立即返回error, errno=EAGIN
// 如果没有指定 则 阻塞进程等待信号量可用, 且 semzcnt +=1, 等到下面三种情况唤醒
// 1 发生semval >= abs(sem_op), semzcnt-=1, semval-=abs(sem_op). 在SEM_UNDO设置时更新semadj
// 2 被操作的信号量所在的信号量集被进程移除, 此时semop调用失败返回, errno=EIDRM (同 sem_op = 0)
// 3 调用被系统中断, 此时semop调用失败返回, errno=EINTR, 同时将该信号量的semzcnt减1 (同 sem_op = 0)
bool P ( int sem_id)
{
struct sembuf sem_b;
sem_b. sem_num = 0 ; // 信号量编号 第几个信号量 一般都是第0个
sem_b. sem_op = - 1 ; // P
// IPC_NOWAIT 无论信号量操作是否成功, 都立即返回
// SEM_UNDO当进程退出的时候, 取消正在进行的semop操作 PV操作系统更新进程的semadj变量
sem_b. sem_flg = SEM_UNDO;
return semop (sem_id, &sem_b, 1 ) != - 1 ;
}
// sem_op > 0
// semval+=sem_op , 要求调用进程对被操作的信号量集有写权限
// 如果此时设置了SEM_UNDO标志, 则系统将更新进程的semadj变量(用以跟踪进程对信号量的修改情况)
bool V ( int sem_id)
{
struct sembuf sem_b;
sem_b. sem_num = 0 ;
sem_b. sem_op = 1 ; // V
sem_b. sem_flg = SEM_UNDO;
return semop (sem_id, &sem_b, 1 ) != - 1 ;
}
// -- sem_op = 0
// -- 标着这是一个`等待0`的操作, 要求调用进程对被操作信号量集有用读权限
// -- 如果此时信号量的值是0, 则调用立即返回, 否则semop失败返回, 或者阻塞进程以等待信号量变为0
// -- 此时如果IPC_NOWAIT 标志被设置, sem_op立即返回错误 errno=EAGAIN
// -- 如果未指定此标志, 则信号量的semzcnt的值增加1, 这时进程被投入睡眠直到下列三个条件之一发生
// -- 1 信号量的值samval变为0, 此时系统将该信号量的semzcnt减1
// -- 2 被操作的信号量所在的信号量集被进程移除, 此时semop调用失败返回, errno=EIDRM
// -- 3 调用被系统中断, 此时semop调用失败返回, errno=EINTR, 同时将该信号量的semzcnt减1
Cuando semget tiene éxito, devuelve una estructura de kernel asociada semid_ds.
struct semid_ds
{
struct ipc_perm sem_perm;
unsigned long int sem_nsems; // 被设置为num_sems
time_t sem_otime; // 被设置为0
time_t sem_ctime; // 被设置为当前的系统时间
}
// 用来描述权限
struct ipc_perm
{
uid_t uid; // 所有者的有效用户ID, 被semget设置为调用进程的有效用户ID
gid_t gid; // 所有者的有效组ID, 被semget设置为调用进程的有效用户ID
uid_t cuid; // 创建者的有效用户ID, 被semget设置为调用进程的有效用户ID
gid_t cgid; // 创建者的有效组ID, 被semget设置为调用进程的有效用户ID
mode_t mode; // 访问权限, 背着只为sem_flags参数的最低9位.
}El mecanismo IPC (comunicación entre procesos) más eficiente Debe sincronizar el acceso del proceso usted mismo; de lo contrario, se producirá una condición de carrera.
// key
// 与semget相同 标识一段全局唯一的共享内存
// size 内存区域大小 单位字节
// shmflg
// IPC_CREAT 存不存在都创建新的共享内存
// IPC_CREAT | IPC_EXCL 不存在则创建 存在则报错
// SHM_HUGETLB 系统将使用"大页面"来为共享内存分配空间
// SHM_NORESERVE 不为共享内存保留swap空间, 如果物理内存不足
// -在执行写操作的时候将会触发`SIGSEGV`信号
// -成功返回唯一标识, 失败返回-1 errno
int shmget ( key_t key, size_t size, int shmflg) // shm_id
// shmget返回的唯一标识
// shm_addr
// 关联到进程的哪块地址空间, 其效果还受到shmflg的可选标识SHM_RND的影响
// 如果shm_addr = NULL, 则关联地址由操作系统决定, 代码可移植性强
// 如果 shm_addr 非空,且没有`SHM_RND`标志 则关联到指定的地址处
// 如果 shm_addr 非空, 但是设置了标志 *这里还没用到, 暂时不写*
// shmflg
// SHM_RDONLY 设置后内存内容变成只读, 不设置则为读写模式
// SHM_REMAP 如果地址shmaddr已经关联到一段内存上则重新关联
// SHM_EXEC 有执行权限
// 成功返回关联到的地址, 失败返回 (void*)-1 errno
void * shmat ( int shm_id, const void * shm_addr, int shmflg)
// 将共享内存关联到进程的地址空间 调用成功之后, 修改shmid_ds的部分内容
// -shm_nattach +1
// -更新 shm_lpid
// -shm_atime设置为当前时间 // 将共享内存从进程地址空间中分离
// 成功后
// -shm_nattach -1
// -更新 shm_lpid和shm_dtime设置为当前时间
// 成功返回0 失败返回-1 errno
int shmdt ( const void * shm_addr) int shm_ctl ( int shm_id, int command, struct shmid_ds * buf) shmget también creará la estructura shmid_ds correspondiente.
struct shmid_ds
{
struct ipc_perm shm_per; // 权限相关
size_t shm_segsz; // 共享内存大小 单位字节 size
__time_t shm_atime; // 对这段内存最后一次调用semat的时间 0
__time_t shm_dtime; // 对这段内存最后一次调用semdt的时间 0
__time_t shm_ctime; // 对这段内存最后一次调用semctl的时间 当前时间
__pid_t shm_cpid; // 创建者PID
__pid_t lpid; // 最后一次执行shmat或shmdt的进程PID
shmatt_t shm_nattach // 关联到此共享内存空间的进程数量
}Enfoque POSIX para la memoria compartida
int shmfd = shm_open( " /shm_name " , O_CREAT | O_RDWR, 0666 );
ERROR_IF (shmfd == - 1 , " shm open " );
int ret = ftruncate(shmfd, BUFFER_SIZE);
ERROR_IF (ret == - 1 , " ftruncate " );
share_mem = ( char *)mmap( nullptr , BUFFER_SIZE,
PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_SHARED, shmfd, 0 );
ERROR_IF (share_mem == MAP_FAILED, " share_mem " );
close (shmfd);
// 取消关联
munmap (( void *)share_mem, BUFFER_SIZE);Las canalizaciones pueden transferir datos entre procesos padre e hijo aprovechando el hecho de que ambos descriptores de archivo (fd[0] y fd[1]) permanecen abiertos después de la llamada a la bifurcación. Un par de dichos descriptores de archivo solo puede garantizar que el padre y el hijo sean For. transferencia de datos en una dirección entre procesos, uno de los procesos padre y hijo debe cerrar fd [0] y el otro cerrar fd [1].
Puede usar dos tuberías para transmitir datos en ambas direcciones, o puede usar socketpair para crear una tubería.
La cola de mensajes es una forma sencilla y eficaz de transferir datos de bloques binarios entre dos procesos. Cada bloque de datos tiene su propio tipo y el receptor puede recibir datos selectivamente según el tipo.
# include < sys/msg.h >
// 与semget 相同, 成功返回标识符
// msgflg的设置和作用域setget相同
int msgget ( key_t key, int msgflg); // msg_ptr参数指向一个准备发送的消息, 消息必须按如下定义
// msg_sz 指的是mtext的长度!!!
// msgflg通常仅支持IPC_NOWAIT 以非阻塞形式发送数据
int msgsnd ( int msqid, const void *msg_ptr, size_t msg_sz, int msgflg);
默认如果消息队列已满, 则会阻塞. 如果设置了 IPC_NOTWAIT
就立即返回 设置errno=EAGIN
系统自带这个结构体 不过mtext长度是1 ...
struct msgbuf
{
long mtype; /* 消息类型 正整数*/
char mtext[ 512 ]; /* 消息数据*/
} // msgtype = 0 读取消息队列第一个消息
// msgtype > 0 读取消息队列第一个类型是msgtype的消息 除非标志了MSG_EXCEPT
// msgtype < 0 读取第一个 类型值 < abs(msgtype)的消息
// IPC_NOWAIT 如果消息队列没有消息, 则msgrcv立即返回并设置errno=ENOMSG
// MSG_EXCEPT 如果msgtype大于0, 则接收第一个非 msgtype 的数据
// MSG_NOERROR 消息部分长度超过msg_sz 则将它截断
int msgrcv ( int msqid, void *msg_ptr, size_t msg_sz, long int msgtype, int msgflg);
处于阻塞状态 当消息队列被移除(errno=EIDRM)或者程序接受到信号(errno=EINTR) 都会中断阻塞状态 int msgctl ( int msqid, int command, struct msqid_ds *buf);
IPC_STAT 复制消息队列关联的数据结构
IPC_SET 将buf中的部分成员更新到目标的内核数据
IPC_RMID 立即移除消息队列, 唤醒所有等待读消息和写消息的进程
IPC_INFO 获取系统消息队列资源配置信息
MSG_INFO 返回已经分配的消息队列所占用资源信息
MSG_STAT msgqid不再是标识符, 而是内核消息队列的数组索引Según el entorno de ejecución y la identidad del programador, los subprocesos se pueden dividir en dos tipos: los subprocesos del kernel se ejecutan en el espacio del kernel y son programados por el kernel. Los subprocesos del usuario se ejecutan en el espacio utilizado y son llamados por la biblioteca de subprocesos.
Cuando el subproceso del kernel obtiene el derecho a usar la CPU, carga y ejecuta un subproceso del usuario, por lo que el subproceso del kernel es equivalente a un contenedor para el subproceso del usuario.
Hay tres formas de implementar subprocesos.
# include < pthread.h >
int pthread_create ( pthread_t * thread, const pthread_attr_t * attr, void * (*start_routine)( void *), void* arg);
// 成功返回0 失败返回错误码
// thread 用来唯一的标识一个新线程
// attr用来设置新县城的属性 传递NULL表示默认线程属性
// start_routine 指定新线程运行的函数
// arg指定函数的参数 void pthread_exit ( void * retval);
用来保证线程安全干净的退出, 线程函数最好结束时调用.
通过`retval`参数向线程的回收者传递其退出信息
执行后不会返回到调用者, 而且永远不会失败
int pthread_join ( pthread_t thread, void ** retval)
可以调用这个函数来回收其他线程 不过线程必须是可回收的该函数会一直阻塞知道被回收的线程结束.
成功时返回0, 失败返回错误码
等待其他线程结束
thread 线程标识符
retval 目标线程的退出返回信息
错误码如下
`EDEADLK`引起死锁, 两个线程互相针对对方调用pthread_join 或者对自身调用
`EINVAL`目标线程是不可回收的, 或是其他线程在回收目标线程
`ESRCH`目标线程不存在
int pthread_cancel( pthread_t thread)
异常终止一个线程, 即为取消线程
成功返回0, 失败返回错误码Configuración de atributos de hilo
接收到取消请求的目标线程可以决定是否允许被取消以及如何取消.
// 启动线程取消
int pthread_setcancelstart ( int state, int * oldstate)
第一个参数
PTHREAD_CANCEL_ENABLE 允许线程被取消, 默认状态
PTHREAD_CANCEL_DISABLE 不允许被取消, 如果这种线程接收到取消请求, 则会挂起请求直到
这个线程允许被取消
第二个参数 返回之前设定的状态
// 设置线程取消类型
int pthread_setcanceltype( int type, int * oldtype)
第一个参数
PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS 线程可以随时被取消
PTHREAD_CANCEL_DEFERRED 允许目标现成推迟行动, 直到调用了下面几个所谓的取消点函数
最好使用pthread_testcancel函数设置取消点
设置取消类型(如何取消)
第二个参数
原来的取消类型Hilo de apagar
// 初始化线程属性对象
int pthread_attr_init ( pthread_attr_t *attr);
// 销毁线程属性对象, 直到再次初始化前都不能用
int pthread_attr_destory ( pthread_attr_t *attr)
// 参数取值
// -PTHREAD_CREATE_JOINABLE 线程可回收
// -PTHREAD_CREATE_DETACH 脱离与进程中其他线程的同步 成为脱离线程
int pthread_attr_getdetachstate( const pthread_attr_t *attr, int *detachstate);
int pthread_attr_setdetachstate ( pthread_attr_t *attr, int detachstate);
// 可以直接设置为脱离线程
int pthread_detach ( pthread_t thread)POSIX SEMAPHORE: debe mantener el valor de conteo usted mismo.
Mutex Lock - Acceso exclusivo a recursos críticos
Variables de condición: espere a que se cumpla una determinada condición.
El bloqueo de lectura-escritura puede leer por múltiples procesos, no se puede escribir mientras lee, y solo puede ser escrita por uno al mismo tiempo
Bloqueo de giro: con frecuencia intenta adquirir cerraduras mientras que los bucles, adecuados para escenarios donde los eventos de bloqueo son cortos y se requieren un cambio rápido
El pthread_join() múltiple también debe considerar el problema de la sincronización de subprocesos. Condiciones.
# include < semaphore >
// 用于初始化一个未命名的信号量.
// pshared==0 则表示是当前进程的局部信号量, 否则信号量可以在多个进程间共享
// value指定参数的初始值
int sem_init ( sem_t * sem, int pshared, unsigned int value)
// 销毁信号量, 释放其占用的系统资源
int sem_destory( sem_t * sem)
// 以原子操作的形式将信号量的值 -1, 如果信号量的值为0, 则sem_wait将被阻塞直到sem_wait具有非0值
int sem_wait( sem_t * sem)
// 跟上面的函数相同不过不会阻塞. 信号量不为0则减一操作, 为0则返回-1 errno
int sem_trywait( sem_t * sem)
// 原子操作将信号量的值 +1
int sem_post( sem_t * sem)La inicialización de un semáforo existente puede conducir a resultados inesperados
Destruir un semáforo que está siendo esperado por otros hilos conducirá a resultados inesperados.
Los ejemplos son los siguientes
constexpr int kNumberMax = 10 ;
std::vector< int > number ( kNumberMax );
constexpr int kThreadNum = 10 ;
sem_t sems[ kThreadNum ];
pthread_t threads[ kThreadNum ];
constexpr int kPrintTime = 1 ;
void * t ( void *no)
{
int start_sub = * static_cast < int *>(no);
int sub =start_sub;
int time = 0 ;
while (++ time <= kPrintTime )
{
// 锁住本线程 释放下一个线程
sem_wait (&sems[start_sub]);
printf ( " %d n " , number[sub]);
sem_post (&sems[(start_sub + 1 ) % kThreadNum ]);
// 计算下一次要打印的下标
sub = (sub + kThreadNum ) % kNumberMax ;
}
pthread_exit ( nullptr );
}
int main ()
{
std::iota (number. begin (), number. end (), 0 );
sem_init (&sems[ 0 ], 0 , 1 );
for ( int i = 1 ; i < kThreadNum ; ++i)
{
sem_init (&sems[i], 0 , 0 );
}
for ( int i = 0 ; i < kThreadNum ; ++i)
{
pthread_create (&threads[i], nullptr , t, &number[i]);
}
// 等待最后一个线程结束
pthread_join (threads[ kThreadNum - 1 ], nullptr );
} Kthreadnum se imprime [0, kNumberMax) en secuencia.
// 初始化互斥锁
// 第一个参数指向目标互斥锁, 第二个参数指定属性 nullptr则为默认
int pthread_mutex_init ( pthread_mutex_t *mutex, const pthread_mutexattr_t *mutexattr);
// 销毁目标互斥锁
int pthread_mutex_destory ( pthread_mutex_t *mutex);
// 针对普通锁加锁
int pthread_mutex_lock ( pthread_mutex_t *mutex);
// 针对普通锁立即返回 目标未加锁则加锁 如果已经加锁则返回错误码EBUSY
int pthread_mutex_trylock ( pthread_mutex_t *mutex);
// 解锁 如果有其他线程在等待这个互斥锁, 则其中之一获得
int pthread_mutex_unlock ( pthread_mutex_t *mutex); Destruir un mutex bloqueado tendrá consecuencias PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER .
Configuración de atributo de bloqueo de mutex
int pthread_mutexattr_init ( pthread_mutexattr_t *attr);
int pthread_mutexattr_destory ( pthread_mutexattr_t *attr);
// PTHREAD_PROCESS_SHARED 跨进程共享
// PTHREAD_PROCESS_PRIVATE 隶属同一进程的线程
int pthread_mutexattr_getpshared ( const pthread_mutexattr_t *attr, int *pshared);
int pthread_mutexattr_setpshared ( const pthread_mutexattr_t *attr, int pshared);
// PTHREAD_MUTEX_NORMAL 普通锁 默认类型
// PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK 检错锁
// PTHREAD_MUTEX_RECURSVE 嵌套锁
// PTHREAD_MUTEX_DEFAULT 默认锁
int pthread_mutexattr_gettype ( const pthread_mutexattr_t *attr, int *type);
int pthread_mutexattr_settype ( const pthread_mutexattr_t *attr, int type); Pthread_mutex_normal Después de再次加锁(也是A线程) un hilo lo bloquea, otros procesos que solicitan el bloqueo formarán una cola que已经加锁espera.被其他线程加锁解锁再次加锁(也是A线程) : el mismo hilo再次解锁已经解锁antes de desbloquear, causando un punto muerto.
Pthread_mutex_errorcheck El rosca bloquea el bloqueo de detección de errores已经加锁再次加锁- bloqueo - la operación de bloqueo devuelve edeadlk para desbloquear un解锁de detección de errores que ha被其他线程加锁, o再次解锁已经解锁- desbloqueo - returnepermm
Pthread_mutex_recursve permite que un其他线程se bloquee已经被其他进程veces antes de liberar el bloqueo当前锁拥有者punto muerto. la cerradura anidada, o desbloquear已经解锁nuevamente: rloti-return a ePerm.
Pthread_mutex_default La implementación de este bloqueo puede ser uno de los tres anteriores.
ejemplo
pthread_mutex_t mutex;
int count = 0 ;
void * t ( void *a)
{
pthread_mutex_lock (&mutex);
printf ( " %d n " , count);
count++;
pthread_mutex_unlock (&mutex);
}
int main ()
{
pthread_mutex_init (&mutex, nullptr );
pthread_t thread[ 10 ];
for ( int i = 0 ; i < 10 ; ++i)
{
pthread_create (&thread[i], nullptr , t, nullptr );
}
sleep ( 3 );
pthread_mutex_destroy (&mutex);
} int pthread_cond_init ( pthread_cond_t *cond, const pthread_condattr *cond_attr);
// 销毁一个正在被等待的条件变量 将会失败并返回EBUSY
int pthread_cont_destory ( pthread_cond_t *cond);
// 广播式的唤醒所有等待目标条件变量的线程
int pthread_cont_broadcast ( pthread_cond_t *cond);
// 唤醒一个等待目标条件变量的线程
int pthread_cond_signal ( pthread_cond_t *cond);
// 等待目标条件变量
int pthread_cond_wait ( pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex);pthread_cond_t cond = pthread_cond_initializer;
El segundo parámetro de pthread_cond_wait, el mutex utilizado para proteger la variable de condición debe bloquearse antes de usar la función, de lo contrario se producirán consecuencias impredecibles. es desbloqueo
Desde el momento en que la función se coloca en la cola de espera, pthread_cond_signal (transmisión) no modificará el valor de la variable de condición, es decir, la función pthread_cond_wait no se perderá ningún cambio en la variable de condición de destino. Devuelve, el mutex Lock Mutex se bloqueará nuevamente
ejemplo
pthread_mutex_t mutex;
pthread_cond_t cond;
int good = 3 ;
int produce_count = 0 ;
int consume_count = 0 ;
void * Producer ( void *arg)
{
while (produce_count < 10 )
{
pthread_mutex_lock (&mutex);
good++;
pthread_mutex_unlock (&mutex);
produce_count++;
printf ( " produce a good n " );
// 通知一个线程
pthread_cond_signal (&cond);
sleep ( 2 );
}
pthread_exit ( nullptr );
}
void * Consumer ( void *arg)
{
while (consume_count < 13 )
{
// 传入前需要加锁
pthread_mutex_lock (&mutex);
if (good > 0 )
{
good--;
consume_count++;
printf ( " consume a good, reset %d n " , good);
}
else
{
printf ( " good is 0 n " );
// wait pthread_cond_signal
pthread_cond_wait (&cond, &mutex);
}
pthread_mutex_unlock (&mutex);
usleep ( 500 * 1000 );
}
pthread_exit ( nullptr );
}
int main ()
{
mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
pthread_t producer, consumer;
pthread_create (&consumer, nullptr , Consumer, nullptr );
pthread_create (&producer, nullptr , Producer, nullptr );
pthread_join (consumer, nullptr );
pthread_mutex_destroy (&mutex);
pthread_cond_destroy (&cond);
} class Sem
{
public:
Sem ()
{
if ( sem_init (&sem_, 0 , 0 ) != 0 )
{
throw std::exception ();
}
}
~Sem ()
{
sem_destroy (&sem_);
}
bool Wait ()
{
return sem_wait (&sem_) == 0 ;
}
bool Post ()
{
return sem_post (&sem_) == 0 ;
}
private:
sem_t sem_;
};
class Mutex
{
public:
Mutex ()
{
if ( pthread_mutex_init (&mutex_, nullptr ) != 0 )
{
throw std::exception ();
}
}
~Mutex ()
{
pthread_mutex_destroy (&mutex_);
}
bool Lock ()
{
return pthread_mutex_lock (&mutex_) == 0 ;
}
bool Unlock ()
{
return pthread_mutex_unlock (&mutex_) == 0 ;
}
private:
pthread_mutex_t mutex_;
};
class Cond
{
public:
Cond ()
{
if ( pthread_mutex_init (&mutex_, nullptr ) != 0 )
{
throw std::exception ();
}
if ( pthread_cond_init (&cond_, nullptr ) != 0 )
{
// 这里我一开始没有想到..
pthread_mutex_destroy (&mutex_);
throw std::exception ();
}
}
~Cond ()
{
pthread_mutex_destroy (&mutex_);
pthread_cond_destroy (&cond_);
};
bool Wait ()
{
int ret = 0 ;
pthread_mutex_lock (&mutex_);
ret = pthread_cond_wait (&cond_, &mutex_);
pthread_mutex_unlock (&mutex_);
return ret == 0 ;
}
bool Signal ()
{
return pthread_cond_signal (&cond_) == 0 ;
}
private:
pthread_cond_t cond_;
pthread_mutex_t mutex_;
};Funciones seguras o reentrantes: las funciones se pueden llamar mediante múltiples hilos al mismo tiempo sin condiciones de carrera
Cuando un hilo en un programa multiproceso llama a la función de la horquilla, el nuevo proceso no tendrá el mismo número de hilos que el proceso principal.
Sin embargo,子进程proceso infantil heredará el estado del bloqueo mutex执行加锁variable de不是由) del proceso principal. La operación será死锁.
pthread_mutex_t mutex;
void * another ( void *arg)
{
printf ( " in child thread, lock the mutex n " );
pthread_mutex_lock (&mutex);
sleep ( 5 );
// 解锁后 Prepare才能加锁
pthread_mutex_unlock (&mutex);
pthread_exit ( nullptr );
}
// 这个函数在fork创建子进程前被调用
void Prepare ()
{
// 但是会阻塞 直到执行another函数的线程解锁 才能够继续执行
// 这个函数执行完毕前fork不会创建子进程
pthread_mutex_lock (&mutex);
}
// fork创建线程后 返回前 会在子进程和父进程中执行这个函数
void Infork ()
{
pthread_mutex_unlock (&mutex);
}
int main ()
{
pthread_mutex_init (&mutex, nullptr );
pthread_t id;
pthread_create (&id, nullptr , another, nullptr );
sleep ( 1 );
// pthread_atfork(Prepare, Infork, Infork);
int pid = fork ();
if (pid < 0 )
{
printf ( " emmm???? n " );
pthread_join (id, nullptr );
pthread_mutex_destroy (&mutex);
return 1 ;
}
else if (pid == 0 )
{
printf ( " child process, want to get the lock n " );
pthread_mutex_lock (&mutex);
printf ( " i cann't run to here, opps.... n " );
pthread_mutex_unlock (&mutex);
exit ( 0 );
}
else
{
printf ( " wait start n " );
wait ( nullptr );
printf ( " wait over n " ); // 没有打印 因为子进程不会终止
}
pthread_join (id, nullptr );
pthread_mutex_destroy (&mutex);
return 0 ;
}
// $ in child thread, lock the mutex
// $ wait start
// $ child process, want to get the lock
// $ in child thread, lock the mutex
// $ wait start
// $ child process, want to get the lock
// $ i cann't run to here, opps....
// $ wait overLa versión original será un punto muerto, pero la nueva versión (código con comentarios eliminados) puede ejecutarse normalmente.
int pthread_atfork ( void (*__prepare) ( void ),
void (*__parent) ( void ),
void (*__child) ( void ));El primer mango se ejecuta antes de que Fork cree el proceso del niño. Devoluciones.
El grupo de hilos que ha sido misterioso para mí durante mucho tiempo finalmente ha sido revelado.
Después de escribir el grupo de subprocesos, escribí directamente el servidor HTTP en el libro.
Encontré al menos dos problemas con ese servidor
La razón por la que no puedo enviar archivos grandes es porque el libro usa Writev para enviar datos. que este juicio solo estaba preparado para no enviar al comienzo del período.
Miré el código de un servidor hace un tiempo https://github.com/jigokubana/notes-flamingo
Simplemente modifiqué la parte de envío directamente.
// write_sum_ 需发送总大小
// write_idx_ 已发送大小
int temp = 0 ;
if (write_sum_ - write_idx_ == 0 )
{
Modfd (epollfd_, sockfd_, EPOLLIN);
Init ();
return true ;
}
while ( true )
{
temp = send (sockfd_, &*write_buff_. begin () + write_idx_, write_sum_ - write_idx_, 0 );
if (temp <= - 1 )
{
if (errno == EAGAIN)
{
Modfd (epollfd_, sockfd_, EPOLLOUT);
return true ;
}
}
write_idx_ += temp;
if (write_idx_ == write_sum_)
{
// 解除绑定移到了其他地方
if (linger_)
{
Init ();
Modfd (epollfd_, sockfd_, EPOLLIN);
return true ;
}
else
{
Modfd (epollfd_, sockfd_, EPOLLIN);
return false ;
}
}
}El segundo problema extraño es que algunas solicitudes no pueden recibir respuestas al usar pruebas de estrés AB.
