Notes HighPerformanceLinuxServerProgramming
1.0.0
プロトコル ファミリには多数のプロトコルがありますが、この本では、ネットワーク プログラミングに最も直接的な影響を与える IP プロトコルと TCP プロトコルのみを取り上げます。
簡略化すると、同じ 7 つの層が 4 つの異なる層で通信し、各層の変更が容易になります。
アプリケーション層アプリケーションロジックの処理を担当します
プレゼンテーション層データの形式と暗号化を定義します
セッション層これは、複数の双方向メッセージの制御と管理を含む、セッションの開始、制御、終了方法を定義します。これにより、連続メッセージの一部だけが完了したときにアプリケーションに通知できるため、プレゼンテーション層で認識されるデータは連続的になります。
トランスポート層2 つのホスト上のアプリケーションにエンドツーエンドの通信を提供します。ネットワーク層で使用されるネクスト ホップとは異なり、転送プロセスは下位層に任せられます。この層: TCP プロトコルと UDP プロトコル TCP プロトコル (伝送制御プロトコル Transmission Control Protocol)
可靠的, 面向连接, 基于流的服务アプリケーション層に提供します超时重传と数据确认により、データが正常に配信されることを保証します。不可靠的, 无连接的, 基于数据报的服务をアプリケーション層に提供します数据确认と超时重传の問題は自分で対処する必要があります。有自己的长度アドレス情報を指定する必要があります。ネットワーク層データ パケットのルーティングと転送を実現します。データ パケットが宛先アドレスに到達できない場合は、次のホップ (ホップバイホップ)下一跳、最も近いIP プロトコル (インターネット プロトコル)とICMP プロトコル (インターネット コントロール メッセージ プロトコル)を選択します。後者のプロトコル IP プロトコルの補足であり、ネットワーク接続の検出に使用されます。 1. エラー メッセージ。ステータスに応答するために使用されます。 2. クエリ メッセージ (ping プログラムは、このメッセージを使用して情報が配信されたかどうかを判断します)。
データリンク層ネットワーク カード インターフェイスを実装するネットワーク ドライバーは、メーカーによる下位層の変更を容易にし、指定されたインターフェイスを上位層に提供するだけで済みます。ARP (アドレス解決プロトコル)があります。ネットワーク層はマシンのアドレス指定に IP アドレスを使用しますが、データリンク層は物理アドレス (通常は MAC アドレス) を使用するため、それらの間の変換には ARP プロトコルARP スプーフィングが含まれる可能性があります。現時点では勉強していません。
カプセル化上位層のプロトコルはカプセル化によって実装され、TCP によってカプセル化されたデータが下位層のプロトコルに送信されますTCP报文段
UDPでカプセル化されたデータはUDP数据报になる
IPでカプセル化された後、 IP数据报最後にデータリンク層でカプセル化されて帧
イーサネットの最大データ フレームは 1518 バイトで、フレームの最後に 14 個のヘッダーと 4 個のチェックサムを除きます。 MTU: フレームの最大送信単位は通常 1500 バイトです。 MSS: TCP パケットの最大データ ロードは 1460 バイトです。 = 1500 バイト - 20Ip ヘッダー。-20TCP ヘッダーには追加の 40 バイトのオプション部分があります。
ARP ARP プロトコルは、任意のネットワーク層アドレスから任意の物理アドレスへの変換を実現できます。
IP プロトコルは、TCP/IP プロトコル スイートのコア プロトコルであり、ソケット ネットワーク プログラミングの基礎の 1 つであり、上位層プロトコルにステートレス、コネクションレス、および信頼性の低いサービスを提供します。
IP データグラムの最大長は 65535 (2^16 - 1) バイトですが、MTU 制限があります
IP データグラムの長さが MTU を超えると、送信者または中継ルーターで断片化が発生するか、最終ターゲット マシンでのみ複数回断片化される可能性があります。カーネル内の ip モジュールによって再アセンブルされる
ルーティングメカニズム
ターゲット IP アドレスが指定された後、ルーティング テーブルのどの項目が照合されますか? 3 つのステップがあります。
TCP の読み取りと書き込みはすべてバッファーに対するものであるため、読み取り数と書き込み数の間には固定された対応関係はありません。
UDP にはバッファがありません。データは時間内に受信する必要があります。そうしないとパケットが失われます。受信バッファが小さすぎると、データグラムが切り捨てられます。
ISN - 初期シーケンス番号値 32 ビット シーケンス番号 後続の TCP メッセージ セグメントのシーケンス番号値 seq = ISN + バイト ストリーム全体におけるメッセージ セグメントの最初のバイトのオフセット 32 ビット確認番号受信した TCP メッセージ + 1 。この 32 ビットの確認番号は、最後の応答になるたびに送信されます。
ACK フラグ: 確認番号が有効かどうかを示します。ACK フラグを含むメッセージ セグメントは确认报文段と呼ばれます。 PSH フラグ: 後続のデータ用のスペースを確保するために、TCP 受信バッファからデータを読み取るように受信アプリケーションに指示します。要件 相手は接続を再確立し、复位报文段を保持します。 SYN フラグ: フラグは接続の確立を要求し、同步报文段を保持します。 FIN フラグ: ローカル接続が閉じられることを相手に通知します。 、そして...结束报文段を運びます
16 ビット ウィンドウ サイズ: ウィンドウは受信通知ウィンドウを指し、ローカル TCP 受信バッファーが保持できるデータのバイト数を相手に伝えます。これは、可靠传输的重要保障受信側はCRCアルゴリズム検証を実行し、破損していないかをチェックし、 TCP头部と数据部分同時にチェックします。
TCP 接続の確立と終了
# 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 基本的なソケット API はsys/socket.hヘッダー ファイルにあります。ソケットの最初の意味は、TCP 通信を表す唯一のネットワーク情報ですnetdb.hヘッダー ファイルにあります。
バイト オーダーは大端字节序と小端字节序ほとんどの PC はリトル エンディアン バイト オーダー (上位ビットが上位アドレスに存在する) を使用するため、リトル エンディアン バイト オーダーはホスト バイト オーダーとも呼ばれます。
マシンごとのバイトオーダーの違いによる混乱を防ぐため、送信はビッグエンディアンバイトオーダー（ネットワークバイトオーダー）に統一することが定められており、ホスト側が自らの状況に応じて判断することになります。受信したデータのバイトオーダーを変換する
基本的な接続
// 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)クライアント
// 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 )基本的なTCP
#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 );| オプション名 | 意味 | 送信可能 | 受信可能 |
|---|---|---|---|
| MSG_CONFIRM | リンク層プロトコルに、応答を受信するまでリスニングを続けるように指示します (SOCK_DGRAM および SOCK_RAW タイプのソケットにのみ使用できます)。 | Y | N |
| MSG_DONTROUTE | ルーティング テーブルをチェックせずに、データはローカル LAN ホストに直接送信されます (つまり、送信者はターゲット ホストがローカル ネットワーク内にあることを認識しています)。 | Y | N |
| MSG_DONTWAIT | ノンブロッキング | Y | Y |
| MSG_MORE | 送信するデータがまだあることをカーネルに通知し、データがバッファに書き込まれるまで待ってから、短いメッセージを減らして送信効率を向上させます。 | Y | N |
| MSG_WAITALL | 読み取り操作は、指定されたバイトが読み取られるまで待機してから戻ります。 | N | Y |
| MSG_PEEK | 内部キャッシュデータを確認してください。データには影響しません。 | N | Y |
| MSG_OOB | 緊急データの送受信 | Y | Y |
| MSG_NOSIGNAL | 読み取りクローズされたパイプまたはソケット接続にデータを書き込んでも、SIGPIPE シグナルはトリガーされません。 | Y | N |
基本的な UDP
#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 );一般的な読み取りおよび書き込み機能
#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*/
}その他の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 | ローカルアドレスを再利用する | この属性を使用してソックスを設定すると、bind() 後にソックスが TIME_WAIT 状態になった場合でも、それにバインドされているソケット アドレスをすぐに再利用して新しいソックスをバインドできます。 |
|---|---|---|
| SO_RCVBUF | TCP受信バッファサイズ | 最小値は 256 バイトです。設定後、システムは設定した値を自動的に 2 倍にし、余分な 2 倍の値が輻輳に対処するための空きバッファーとして使用されます。 |
| SO_SNDBUF | TCP送信バッファサイズ | 最小値は 2048 バイトです |
| SO_RCVLOWAT | ローウォーターマークを受信しました | デフォルトは 1 バイトです。TCP 受信バッファ内の読み取り可能なデータの総数が下限値を超えると、IO 多重化システム コールは、対応するソケットからデータを読み取ることができることをアプリケーションに通知します。 |
| SO_SNDLOWAT | ハイウォーターマークが送信されました | デフォルトは 1 バイトです。TCP 送信バッファの空き容量が最低水準点より大きい場合、データを書き込むことができます。 |
| とてもリンガー |
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
*/
};ネットワーク情報API
#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
*/次の 2 つの関数は、/etc/services ファイルを読み取ってサービス情報を取得します。以下の内容は Wikipedia からのものです。
Service ファイルは、最新のオペレーティング システムの etc ディレクトリにある設定ファイルで、ネットワーク サービス名に対応するポート番号とプロトコルを記録します。
#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 );テスト使用
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Linux が提供する高度な IO 機能は、特定の条件下では当然より強力になります。そうでない場合、特定の条件によってファイル記述子の使用頻度が制限されることになります。ファイル記述子は負ではない整数です。各プロセスのカーネルによって維持される、プロセスによって開かれたファイルのレコード テーブルを指すインデックス値です。 STDOUT_FILENO (値 1) - 値 1 のファイル記述子は、STDOUT_FILENO をオフにした後、dup を使用して使用可能な最小値 (現在は 1) を返します。このようにして、出力は、 が指すファイルにリダイレクトされます。 dup を呼び出すパラメータ。
パイプ関数この関数を使用して、プロセス間の通信を実装するためのパイプを作成できます。
// 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 ]);以下の内容を学習し、プロセス間通信を理解したら、戻って例を追加します。
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 );
}
}dup 関数と dup2 関数既存のファイル記述子をコピーする
#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 ); dup 関数は新しいファイル記述子を作成します。新しいファイル記述子と元の file_descriptor は両方とも同じターゲットを指します。この例では、 STDOUT_FILENOがオフになっているため、最小の dup はSTDOUT_FILENOになります。出力はファイル内の this に送られます
int main ()
{
int filefd = open ( "/home/lsmg/1.txt" , O_WRONLY );
close ( STDOUT_FILENO );
dup ( filefd );
printf ( "123n" );
exit ( 0 );
}読み取り/書き込み
#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*/
}戻って使用例を追加します。この例では、hexdump を使用してファイル0000000 86a0 0001を表示します。186a0 が 100000 である186a0がわかります。
// 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 );
}送信ファイル関数
#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 );stat 構造は fstat を使用して生成できます。これは単にファイルの ID カードです。
#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 - */
};IDカード生成機能
// 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.
*/mmap および munmap 関数
mmapプロセス通信によって共有されるメモリを作成し (そこにファイルをマッピングできます)、 munmapこのメモリを解放します。
#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 );スプライス機能2 つのファイル名記述子間でデータを移動するために使用されます。0 コピー操作
#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 );
}select 関数select 関数は、2 番目のパラメーター リストが読み取り可能になったときに戻るか、指定された時間が戻るまで待機します。
返された後、2 番目のパラメータ fdset が指すコレクションは読み取り可能な fd リストに変更されます。これには、返されるたびに fdset コレクションを更新する必要があります。
戻った後、この関数の戻り値は読み取り可能な fd の数です。この関数は fdset コレクションを走査し、FD_ISSET を使用して fdset[i] がその中にあるかどうかを判断し、fd が listenfd であるかどうかを判断します。そうでない場合は、他の人によって受け入れられたことを意味し、読み取るデータがあるか、接続が切断されているかを判断します。
#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 - 実際のユーザー ID EUID - 実効ユーザー ID - リソース アクセスを容易にする GID - 実グループ ID EGID - 実効グループ ID
#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 ); setuidとsetgidユーザーの uid と gid は両方とも 0 です。
PGID - プロセス グループ ID (Linux 上の各プロセスはプロセス グループに属します)
#include <unistd.h> pid_t getpgid(pid_t pid); 成功した場合は pid が属する pgid を返します。失敗した場合は -1 を返します。 int setpgid(pid_t pid, pid_t pgid);
セッション一部の関連プロセス グループはセッション スキップを形成します
ps以下のプロセス関係を確認する
リソース制限ディレクトリを少し変更しますわずかに
サーバーモデル-CSモデル
アドバンテージ
模式図
作成したデモではフォーク機能を使用していません。将来的には改善される予定です。
サーバーフレームワークのIOモデル
私は Javaweb を半年勉強したので、このモデルはおそらく理解できます。
ソケットは作成時にデフォルトでブロックされますが、非ブロック呼び出しはすぐに戻りますが、 SOCK_NONBLOCKが発生していない可能性があります (recv が情報を受信しなかった場合)。イベントが発生した場合、またはエラーが発生した場合は、返回-1 errnoイベントが発生しなかった場合、accept、send、recv errno はEAGAIN(再来一次)またはEWOULDBLOCK(期望阻塞)に設定されます。 EINPROGRESS(正在处理中)に設定されます
パフォーマンスを向上させるには、イベントがすでに発生しているときにノンブロッキング IO を呼び出す必要があります。
一般的に使用される IO 多重化機能select poll epoll_waitについては、第 9 章で説明します。信号については第 10 章で説明します。
2 つの効率的なイベント処理モードと同時実行モード
プログラムは、コンピューティング集約型 (CPU を大量に使用し、IO リソースをほとんど使用しない) と IO 集約型 (その逆) に分けられます。前者は同時プログラミングを使用すると効率が低下しますが、後者は両方のマルチプロセスを使用して効率が向上します。そしてマルチスレッドの方法。
同時実行モード - IO ユニットと複数の論理ユニットの間でタスクを調整する方法。サーバーには 2 つの主要な同時実行モードがあります。
準同期/準非同期モードIO モデルにおける非同期と同期の違いは、カーネルがアプリケーションにどのような種類の IO イベントを通知するか (準備完了イベントまたは完了イベント)、および誰が IO の読み書きを完了するか (アプリケーションまたはカーネル) です。
ここで (同時実行モード) の同期とは、完全にコード シーケンスの順序で実行することを指します。同期的に実行されるスレッドは同期スレッドと呼ばれます。非同期はシステム イベント (割り込み、シグナル) によって駆動される必要があります。非同期的に実行されるスレッドは、非同期スレッドと呼ばれます
サーバー (優れたリアルタイム パフォーマンスが必要で、同時に複数の顧客リクエストを処理できます) - 通常、同期スレッドと非同期スレッド (つまり、半同期/半非同期モード) を使用して実装されます。 同期スレッド - 顧客ロジックを処理し、オブジェクトを処理します。リクエストキューを非同期的にスレッド - 顧客リクエストを受信した後、IOイベントを処理し、それらをリクエストオブジェクトにカプセル化し、リクエストキューに挿入します。
セミシンク/セミアシンクパターンのバリエーションがあります半同步/半反应堆模式
非同期スレッド - メインスレッド - すべてのソケット上のイベントの監視を担当します
リーダー/フォロワーモデルわずかに
効率的なプログラミング方法 - 有限状態マシン
// 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 ;
}
}
}5,000 ワードのコードを一文字ずつコピーするのに 1 時間かかりました @2019 年 9 月 8 日 22:08:46@
プール- 時間とスペースを交換するプロセス プールとスレッド プール
データ レプリケーション- 高性能サーバーは不必要なレプリケーションを避けるように努めるべきです
コンテキストのスイッチとロック锁の範囲を減らします。あまり多くのワーカー プロセスを作成せず、専用のビジネス ロジック スレッドを使用してください。
I/O 多重化により、プログラムは複数のファイル記述子を同時に監視できます。
一般的に使用されるメソッド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
}選択する
ファイル記述子の準備完了状態
世論調査
# 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);
}
}
}
}
}
}エポール
epoll は Linux 固有の I/O 多重化機能であり、その実装は select や Paul とは大きく異なります。
このイベント テーブルを識別するための特定のファイル記述子作成関数がありますepoll_create() epoll_ctl() 、このカーネル イベント テーブルを操作するために使用されます。 epoll_wait() main 関数に対して準備ができているファイル記述子の数を正常に返し、 epoll_wait()の場合は -1 を返します。関数がイベントを検出すると、すべての準備完了イベントをカーネル イベント テーブル (最初のパラメーター epoll_create によって返される結果) から 2 番目のパラメーターのevent が指す配列にコピーします。この配列は、 epoll_wait検出された準備完了イベントを出力するためにのみ使用されます。
イベントの配列パラメータは、選択やポーリングとは異なり、ユーザーが登録したイベントを渡したり、カーネルによって検出された準備イベントを出力したりするために使用され、効率が向上します。
// 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 ?????
}LT および ET モードLT (レベル トリガー、デフォルトの動作モード) LT モードの epoll は、より効率的なポーリングと同等です。 epoll_wait は、イベントが処理されるまでのみイベントを通知します。
ET (エッジ トリガー、epoll の効率的な動作モード) モード。epoll カーネル イベント テーブルのファイル記述子に EPOLLET イベントを登録する場合、epoll は ET モードを使用して、epoll_wait に関係なく 1 回だけ通知します。これでイベントは完了しましたか？
ETモード
-> 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
LTモード
-> 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
タスクが ET モードで到着すると、それを完了する必要があります。このイベントは今後通知されないため、ET は epoll の効率的な動作モードであり、イベントが処理されない限り通知を継続します。
# 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とpoll epollと同じです
接続が失敗すると、errno 値 EINPROGRESS が返されます。これは、接続が非ブロッキング ソケットで呼び出され、接続がすぐに確立されないことを示します。この時点で、select 関数と Paul 関数を呼び出して、書き込み可能なイベントを監視できます。接続が失敗したソケット。
関数が戻ったら、getsockopt を使用してエラー コードを読み取り、ソケット上のエラーをクリアできます。エラー コード 0 は成功を示します。
シグナル送信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);受信信号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 )共通信号
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
信号機能
// 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)シグナルは、特定の状態変更またはシステム例外をターゲット プロセスに通知するために、ユーザー、システム、またはプロセスによってターゲット プロセスに送信されるメッセージです。
SIGINTSIGALRM信号が発生します。異常終了を避けるために、サーバーはいくつかの一般的な信号を処理する (または少なくとも無視する) 必要があります。
システムコールを中断しますか?
SO_RCVTIMEOおよびSO_SNDTIMEO使用例、対応する SO_SNDTIMEO を設定してタイムアウト後のルートを取得する
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 ;
}アラーム関数と setitimer 関数によって設定されたリアルタイム アラーム クロックがタイムアウトすると、SIGALRM シグナルがトリガーされます。スケジュールされたタスクを処理するための信号処理関数の使用に関連するコードは、まだ大量にあります。だからここには載せません。
要約は日記のブログに載せてリンクしておきます。
別のブログ
# 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);fork システムは、fork() 関数を呼び出して現在のプロセスをコピーし、カーネル プロセス テーブルに新しいプロセス テーブル エントリを作成します。新しいプロセス テーブル エントリには、元のプロセスと同じ多くの属性があります。
父进程的用户根目录, 当前工作目录等变量的引用计数プロセスで文件描述符的引用计数になります。父进程的用户根目录, 当前工作目录等变量的引用计数1 ずつ増加します。さまざまなプロジェクトもあります
信号位图被清除（元のプロセスで設定された信号処理機能は新しいプロセスでは無効になります）(Wikipedia より引用 - 参照カウントは、コンピューター プログラミング言語のメモリ管理技術です。リソース (オブジェクト、メモリ、ディスク領域など) への参照の数を保存することを指します。参照の数が減少すると、ゼロ ）。
子プロセスは、次の点を除き、親プロセスの正確な複製です。
子には独自の一意のプロセス ID があり、この PID は既存のプロセス グループ (setpgid(2)) またはセッションの ID と一致しません。
子の親プロセス ID は親プロセス ID と同じです。子の親プロセス ID PPID は親プロセス ID PID と同じです。
子プロセスは親プロセスのメモリ ロックを継承しません (mlock(2)、mlockall(2))。子プロセスは親プロセスのメモリ ロックを継承しません (メモリの一部が sawp パーティションではなくメモリ内にあることが保証されます)。 )
プロセス リソースの使用率 (getrusage(2)) と CPU 時間カウンター (times(2)) は、子でゼロにリセットされます。
子の保留中のシグナルのセットは最初は空です (sigpending(2))。元のシグナル処理関数は子プロセスに対して無効であるため、リセットする必要があります。
子は親からセマフォ調整を継承しません (semop(2) は semadj を継承しません)。
子は、親 (fcntl(2)) からプロセス関連のレコード ロックを継承しません (一方、親から fcntl(2) オープン ファイル記述ロックと flock(2) ロックを継承します。)
子は親からタイマーを継承しません (setitimer(2)、alarm(2)、timer_create(2))。
子は、親から未処理の非同期 I/O 操作 (aio_read(3)、aio_write(3)) を継承せず、親から非同期 I/O コンテキストも継承しません (io_setup(2) を参照)。
# 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, 它返回一个信号值マルチプロセス プログラムの場合、通常、親プロセスは子プロセスの終了ステータスを追跡する必要があるため、子プロセスの実行が終了しても、カーネルは親プロセスの要求を満たすためにプロセスのプロセス テーブル エントリをすぐには解放しません。後続の情報を子プロセスにプッシュします。
子进程结束运行之后, 父进程读取其退出状态前、子プロセスが僵尸态父进程结束运行之后, 子进程退出之前、僵尸态上記の 2 つの状態は、親プロセスが子プロセスの戻り情報を正しく処理できなかったこと、および子プロセスがゾンビ状態のままでカーネル リソースを占有したことです。
waitpid() は非ブロッキングですが、SIGCHLD シグナルによって監視されるプロセスが終了した後に呼び出す必要があります。このシグナルは、子プロセスの終了後に親プロセスに送信されます。
static void handle_child ( int sig)
{
pid_t pid;
int stat;
while ((pid = waitpid (- 1 , &stat, WNOHANG)) > 0 )
{
// 善后处理emmmm
}
}セマフォプリミティブwait と signal の 2 つの操作のみをサポートします。Wait と signal は、LINux では特別な意味を持っているため、P (passeren、通過はクリティカル セクションに入るようなものです) V (vrijgeven、解放はクリティカル セクションから出るようなものです) 操作とも呼ばれます。セマフォ SV (任意の自然数を指定できます。本書ではバイナリ セマフォについてのみ説明します) があり、その PV 演算の意味は次のとおりです。
PVの使い方まとめ
semgetを使用してsem_un semctlのSETVALを使用して val sem_op=1初期化します。 semop sem_op=-1呼び出して、P (ロック) 操作を実行します。 sem_op=1 V (ロック解除) 操作を実行します。sem_op sem_op=-1,semval=0 、およびIPC_NOWAITが指定されていない場合、 semval sem_op=1からsemval=1に変更されるのを待ちます。
セマフォの作成
// 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);初期化
// 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);
}semop セマフォに関連するいくつかの重要なカーネル変数
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IDセマフォの操作は、実際には上記のカーネル変数を操作します。
// 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
semget が成功すると、関連するカーネル構造体 semid_ds が返されます。
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.
}最も効率的な IPC (プロセス間通信) メカニズムプロセスへのアクセスを自分で同期する必要があります。そうしないと、競合状態が発生します。
// 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 は、対応するshmid_ds構造体も作成します。
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
}共有メモリへの POSIX アプローチ
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);パイプは、フォーク呼び出し後に両方のファイル記述子 (fd[0] と fd[1]) が開いたままになるという事実を利用して、親プロセスと子プロセスの間でデータを転送できます。このようなファイル記述子のペアは、親プロセスと子プロセスの両方が保証されることのみを保証します。プロセス間で一方向にデータ転送を行う場合、親プロセスと子プロセスの一方は fd[0] をクローズし、もう一方は fd[1] をクローズする必要があります。
2 つのパイプを使用して両方向にデータを送信したり、 socketpairを使用してパイプを作成したりできます。
メッセージ キューは、2 つのプロセス間でバイナリ ブロック データを転送する簡単かつ効果的な方法です。各データ ブロックには独自のタイプがあり、受信側はタイプに応じてデータを選択して受信できます。
# 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実行環境とスケジューラーの ID に応じて、スレッドは 2 つのタイプに分類できます。 カーネル スレッドはカーネル空間で実行され、カーネルによってスケジュールされます。 ユーザー スレッドは使用済み空間で実行され、スレッド ライブラリによって呼び出されます。
カーネル スレッドは CPU の使用権を取得すると、ユーザー スレッドをロードして実行するため、カーネル スレッドはユーザー スレッドのコンテナに相当します。
スレッドを実装するには 3 つの方法があります
# 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, 失败返回错误码スレッド属性設定
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
原来的取消类型スレッドをオフにします
// 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-ユーザースペースには、カウント値があり、2つのカウント値があります。
Mutex Lock-重要なリソースへの排他的アクセス
条件変数 - 特定の共有データが特定の値に達すると、共有データを待っているスレッドを起動します。
読み取りワイトロックキャンは、複数のプロセスで読み取られ、読みながら書くことができず、同時にしか書くことができません
スピンロック - ロックイベントが短くてクイックスイッチングが必要なシナリオに適したループ中にロックを介してロックを取得しようとすることがよくあります
マルチスレッドは、スレッドの同期の問題も考慮する必要がありますが、 pthread_join()単純なスレッド同期方法と見なすことができますが、共有リソースへの排他的アクセスや特定のスレッドの目覚めなど、複雑な同期要件を効率的に実装することはできません。条件を指定します。
# 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)既存のセマフォの初期化は、予期しない結果につながる可能性があります
他のスレッドによって待機されているセマフォを破壊すると、予期しない結果が生じます。
例は次のとおりです
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プロセス[0, kNumberMax)は、各プロセスをkprinttime timeに印刷します。
// 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);ロックされたミューテックスを破壊すると、Macro PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER使用して、Mutex PTHREAD_MUTEX_T MUTEX = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZERも使用できます。
Mutex Lock属性設定
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スレッドがロックされた後、ロックを要求する他のプロセスは、ロックを解除した後、公正なリソースの割り当てを確保するために、再次加锁(也是A线程)已经加锁普通のロックをロックします。再次加锁(也是A线程) - 同じスレッドがロックを解除する前に再びロックし、被其他线程加锁通常のロック解锁か、再次解锁已经解锁- 予測不可能な結果
pthread_mutex_errorcheckスレッドは、已经加锁エラー検出ロックを再次加锁ロックします - ロック - ロック操作はedeadlkを返して被其他线程加锁エラー検出解锁ロックを解除するか、再次解锁已经解锁- ロック解除 - リターンペルマ
PTHREAD_MUTEX_RECURSVEは、其他线程当前锁拥有者ロックを取得する前に、ロックをリリースする前に已经被其他进程回ロックしますネストされたロック、または已经解锁ロックを解除します。
pthread_mutex_defaultこのロックの実装は、すでにロックされたデフォルトロックを再びロックし、他のスレッドでロックされているデフォルトロックのロックを解除し、すでにロック解除されたデフォルトロックのロックを解除できます。
例
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;
PTHREAD_COND_WAITの2番目のパラメーター、条件変数を保護するために使用されるミューテックスは、関数を使用する前にロックする必要があります。ロックが解除されています
関数が待機キューに配置されるまで、PTHREAD_COND_SIGNAL（ブロードキャスト）は条件変数の値を変更しません返品、Mutex Lock Mutexが再びロックされます
例
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_;
};スレッドセーフまたはリエントラント関数 - 関数は、人種条件なしで同時に複数のスレッドで呼び出すことができます
マルチスレッドプログラムのスレッドがフォーク機能を呼び出す場合、新しいプロセスには、子プロセスと同じ数のスレッドがありません。
ただし、子プロセスは、親のプロセスのMutex Lock（条件変数）のステータスを継承しますが、フォークを呼び出すスレッド不是由場合、子进程Mutexロックを再び执行加锁。操作は死锁ます。
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 over元のバージョンはデッドロックされますが、新しいバージョン（コメントを削除したコード）は正常に実行できます。
int pthread_atfork ( void (*__prepare) ( void ),
void (*__parent) ( void ),
void (*__child) ( void ));Forkが子プロセスを作成する前に、Forkが子育てプロセスを作成し、フォークがフォークを作成した後、フォークが実行される前に、最初のハンドルが実行されます。返品
長い間私に神秘的なスレッドプールがついに発表されました。これはスレッドプール23333です
スレッドプールを書いた後、私は本にHTTPサーバーを直接書きました。
そのサーバーで少なくとも2つの問題が見つかりました
私が大規模なファイルを送信できない理由は、本がデータを送信するために、WriteVの返品値は次の判断に等しいと思いましたこの判断は、期間の初めに送られなかったためにのみ準備されたこと。
私はたまたまサーバーのコードを少し前に見ましたhttps://github.com/jigokubana/notes-flamingo
送信部を直接変更しました。
// 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 ;
}
}
}2番目の奇妙な問題は、ABストレステストを使用する場合、一部のリクエストが返信を受信できないことです。
