一、进程
1、进程介绍
进程与程序:
- 程序是存储在磁盘上的可执行文件,里面包含可执行的机器指令和数据的静态实体;进程是处于活跃状态的计算机程序,也就是正在运行中的程序
- 一个运行中的程序,可能由多个进程组成,但至少要有一个进程,称为主进程,同时可以通过系统调用创建出若干个子进程同时进行任务
- 一个程序也可以同时运行出若干个进程
进程的分类:
根据进程的功能不同一般分为三类:交互进程、批处理进程、守护进程
- 交互进程:由一个shell终端启动的进程,在执行过程中,需要与用户进行交互操作,可以运行在前台,也可以运行在后台
- 批处理进程:该进程是一个进程指令集合,负责按顺序去启动其他进程
- 守护进程:一般都处于活跃状态,运行在后台,由系统在开机时通过脚本自动创建并运行。
查看进程:
简单形式:
ps
:以简略的形式显示出当前用户有控制终端控制的进程信息
复杂形式:
ps auxw
:以更宽大的列表形式详细地列出所有用户的进程信息
参数 | 详细 |
---|---|
a |
所有用户的有终端控制的进程 |
x |
包括无终端控制的进程 |
u |
以更详细的内容显示 |
w |
以更大的列宽显示 |
e |
显示所有进程 |
f |
显示出其他信息字段 |
进程的信息列表:
进程信息 | 详细 |
---|---|
USER |
进程属主 |
PID |
进程ID |
%CPU |
CPU使用率 |
%MEM |
内存使用率 |
VSZ |
占用虚拟内存大小(Kb) |
RSS |
占用物理内存大小(Kb) |
TTY |
控制终端设备号,? 表示无终端控制 |
STAT |
进程状态 |
START |
进程启动的时间点 |
TIME |
进程运行的耗时时间 |
COMMAND |
启动进程的指令 |
进程状态列表:
进程状态 | 详细 |
---|---|
O |
就绪态 ,表示等待被调度 |
R |
运行态,Linux下没有O状态,就绪态也用R表示 |
S |
可被唤醒睡眠态。当系统中断、获得资源、收到信号等都可以被唤醒转入回运行态 |
D |
不可被唤醒睡眠态。只能被wake_up系统调用唤醒 |
T |
暂停态。收到停止类信号转入暂停态,当收到SIGCONT(18)转入运行态 |
Z |
僵尸态。已经停止运行,但是父进程尚未回收相关资源 |
X |
死亡态。不可见 |
N |
低优先级 |
< |
高优先级 |
s |
进程组的领导 |
l |
多线程化的进程 |
+ |
在前台的进程组中的 |
L |
有被锁入内存的分页 |
# 查看指定进程
ps aux | grep bash #过滤出包含bash关键字的进程信息
# 分页查看进程
ps aux | more
# 查看指定用户进程
ps -u 用户名 uw
父进程与子进程:
- 一个进程可以创建出另一个进程,创建者称为被创建者的父进程,被创建者称为创建者的子进程
- 父进程创建出子进程后,子进程在操作系统的调度下与父进程同时运行
孤儿进程与僵尸进程:
- 子进程先于父进程结束,子进程一定会向父进程发送
SIGCHLD(17)
信号,父进程负责回收子进程的相关资源 - 如果父进程先于子进程结束,此时子进程称为孤儿进程,同时会被孤儿院进程收养,就成为了孤儿院进程的子进程
- 早期孤儿院进程
init pid
是1 - 现在孤儿院进程不是1了,在图形化界面中是
/sbin/upstart --user
- 早期孤儿院进程
- 子进程先于父进程结束,但是父进程没有去回收子进程相关资源,该子进程就成为僵尸进程
进程标识符:
- 每个进程都有一个以非负整数表示的唯一标识,称为进程ID,简称PID
- 进程ID在任意时刻内是唯一的,但是可以重用,当一个进程结束后,它的进程ID就会被分配个后面创建的其他进程使用
- 延时重用:当进程结束后,它的ID不会立即被系统重新分配,会隔一段时间后再重新分配
/**
* 功能: 获取当前进程的ID
*/
pid_t getpid(void);
/**
* 功能: 获取当前进程的父进程ID
*/
pid_t getppid(void);
2、fork创建子进程
/**
* 功能: 创建一个子进程
* 返回值: 创建失败返回-1,创建成功会返回两次
* 父进程: 返回子进程的pid
* 子进程: 返回0
*/
pid_t fork(void);
注意:总进程数或者实际拥有pid
的进程数量超过了系统的限制,该函数失败
注意:子进程创建出来后,父子进程会同时各自运行代码,因此可以通过分支判断返回值,来让父子进程执行不同的程序代码
父子进程的运行顺序:通过fork
系统调用创建出来的子进程与它父进程会各自往下运行,但是其先后顺序不确定,可以通过睡眠等系统调用确定让哪个进程先执行
子进程是父进程的副本:由fork
创建的子进程会获得拷贝出父进程的data
段、bss
段、heap
段、stack
段、I/O
流缓冲区。
子进程会共享父进程的代码段、文件描述符fd:
- 通过fork创建的子进程会共享父进程的代码段,fork之前的代码只有父进程执行,fork之后的代码父子进程都有机会执行,主要受到逻辑的控制进入不同的分支
- 不同的程序之间,文件描述符是不能共享的
- 但是由fork创建的父子进程之间,是把父进程内核中的文件描述符的表格拷贝给了子进程,此时两者共享父进程的已打开的文件描述符
fork子进程会继承父进程的信号处理方式:通过fork
创建子进程会继承父进程的信号处理方式,是因为子进程共享了父进程的代码段
3、vfork和exec系列函数创建进程
vfork介绍
/**
* 功能:创建一个子进程,返回值特点与fork没有区别
*/
pid_t vfork(void);
vfork的特点:
- 当调用vfork系统调用时,父进程会进入阻塞状态,子进程一定先返回执行
- 子进程返回时,先临时使用父进程的相关资源,然后等待exec系列函数执行加载一个可执行文件,从而让子进程去启动另一个程序,把那个程序的资源替换自己原来的资源。
- 当子进程调用完exec系列函数,替换完原来的所有资源后,子进程才算真正创建完毕,此时父进程才会接触阻塞状态,返回子进程的pid
- 如果子进程不调用exec系列函数后果:
- 情况1:子进程一直没有创建成功,导致父进程一直处于阻塞状态,无法返回
- 情况2:子进程直接结束并释放相关资源,此时子进程使用的还是父进程的资源,父进程会返回,但会产生段错误,因为它的相关资源已经被子进程错误释放掉了
- vfork不能单独创建出子进程,必须与exec系列函数中某个函数配合使用
fork和vfork的区别:
- vfork调用后,子进程先返回,而fork调用,谁先返回不确定
- vfork不会复制、共享父进程的相关资源,而是去加载其他程序,替换原来的临时资源
- 以exec系列函数创建的子进程不会继承父进程的信号处理方式,但是可以继承父进程的信号屏蔽
exec系列函数:
/**
* 功能: 都是为了与vfork配额创建子进程的函数
* @path: 要加载的程序的路径
* @arg: 命令行参数,最起码第一个是执行可执行文件的命令,最后一个以NULL结尾
*/
int execl(const char *path, const char *arg, ...
/* (char *) NULL */);
/**
* @file: 只需要被加载程序的文件名,系统会根据环境变量PATH中的路径去查找该文件
*/
int execlp(const char *file, const char *arg, ...
/* (char *) NULL */);
/**
* @envp: 环境变量表,相当于父进程把自己的环境变量表拷贝给子进程
*/
int execle(const char *path, const char *arg, ...
/*, (char *) NULL, char * const envp[] */);
/**
* @argv: 把命令行参数以字符串指针数组方式提供,注意:一定要以NULL结尾
*/
int execv(const char *path, char *const argv[]);
int execvp(const char *file, char *const argv[]);
int execvpe(const char *file, char *const argv[],
char *const envp[]);
4、进程的正常结束
main
函数中执行了return
结束进程:
int main(...) {
...
return x; // 该返回值可以被父进程接收
}
// 等价于
int main(...) {
...
exit(x) // 该返回值可以被父进程接收
}
调用标准C的exit
函数结束进程
/**
* @status: 进程的结束状态码
*/
void exit(int status);
- 该函数一旦调用就不会返回,其父进程通过
wait
\waitpid
函数可以获取到status
的低8位数据 - 进程正常退出前会先调用事先通过
atexit
\on_exit
函数注册过的函数,然后冲刷并关闭所有处于打开状态下的标准I/O流 - 可以用
EXIT_SUCCESS
和EXIT_FAILURE
常量作为exit
或return
的结束状态码,表示进程是正常结束,还是出问题结束的 - 该函数底层调用了
_exit
\_Exit
函数
/**
* @funciton: 函数指针 进程退出前要执行该函数
*/
int atexit(void (*function)(void));
/**
* @funciton: 函数指针
* 第一个参数: 来自return的n或者exit的参数 status
* 第二个参数: 来自on_exit的arg参数
* @arg: 任意类型指针
*/
int on_exit(void (*function)(int , void *), void *arg)
调用_exit
/ _Exit
函数结束进程:
void _exit(int status);
// 该函数有一个完全等价的标准C版本
void _Exit(int status);
- 该函数一旦调用就不会返回,其父进程通过
wait
\waitpid
函数可以获取到status
的低8位数据 - 在进程退出前,先关闭所有打开状态下的文件描述符,并把所有的子进程托付给孤儿院进程收养(init\upstart--user),并把当信号SIGCHLD(17)发送给其父进程
其它正常结束进程的方式:
- 进程的最后一个线程执行完毕,进程也结束
- 进程的最后一个线程调用
pthread_exit
函数,进程也结束
5、进程的异常终止
- 进程收到了某些信号,他杀
- 进程自己调用
abor
t函数,产生了SIGABRT(6)信号,自杀 - 进程的最后一个线程收到了"取消"操作,并且做出响应
- 如果进程是异常结束的,
atexit\on_exit
它们事先注册的遗言函数不会被调用,也不会冲刷标准IO流 - 但是依然会给父进程发送信号SIGCHLD(17),关闭所有打开状态下的文件描述符
6、子进程的资源回收
- 对于子进程任何方式的结束,都希望父进程能够知道,可以通过
wait\waitpid
函数可以知道子进程是如何结束的以及它结束状态码
/**
* 功能: 以阻塞状态等待任意一个子进程的结束,并回收它的相关资源,获取到结束状态码
* @status: 获取结束的子进程的结束状态码 是输出型参数
* 返回值: 成功返回结束的子进程的pid,失败的返回-1
* 1、如果所有子进程都在运行中,则阻塞等待
* 2、如果有一个子进程结束,则立即返回该子进程的状态码和pid
* 3、如果当前没有子进程运行,返回-1
*/
pid_t wait(int *status);
对于子进程的结束状态码status
可借助宏函数解析判断:
宏函数 | 作用 |
---|---|
WIFEXITED(status) | 子进程是否正常结束 |
WEXITSTATUS(status) | 当子进程是正常结束时,该宏可以获取到正确的结束状态码的低8位数据 |
WTERMSIG(status) | 如果进程是异常终止的,该宏可以获取到杀死该子进程的信号编号 |
注意:由于wait
函数可能会阻塞父进程的执行,因此不适合在父进程的主业务逻辑中调用,可以通过给SIGCHLD信号注册信号处理函数,在信号处理函数中调用wait
/**
* 功能: 等待子进程结束
* 与wait不同的是,可以选择等待哪些\哪个子进程结束,并且可以选择是否阻塞
* @pid: 要等待的子进程的pid
* < -1 等待abs(pid)编号的进程组中的任意进程结束
* -1 等待任意进程结束,等待范围等同于wait
* 0 等待同组的任意进程结束
* >0 等待pid进程结束
*
* @status: 获取结束的子进程的结束状态码 是输出型参数 等同wait
* @options:
* 0 表示忽略该参数 功能与wait一致
* WNOHANG 如果此时没有子进程结束会立即返回,不再阻塞
* WUNTRACED 如果有子进程转入暂停态也会立即返回
* WCONTINUED 如果有子进程从暂停态转回继续执行也会立即返回
* 返回值:
* 如果有子进程,且子进程状态改变 返回pid
* 如果有子进程 且都没改状态 返回0
* 如果没有子进程 返回-1
*/
pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options);
7、system的实现原理
/**
* 功能: 执行command程序,成功返回值commad对应程序的终止状态码,失败-1
* 如果command给NULL,返回非零表示shell终端可用,返回0表示shell终端不可用
*/
int system(const char *command);
- 该函数的实现,底层调用了
vfork
、exec
和waitpid
函数,该返回值:- 如果
vfork
创建失败,则返回-1 - 如果
exec
函数执行出错,则会在子进程中执行exit(127)
- 如果都成功,则返回执行
command
程序的最终的结束状态码
- 如果
- 与
vfork
的区别:system
会等待加载的程序执行完后才返回 - 可以使用
system
替代vfork+exec
的功能,好处是system会把错误处理都处理好
二、进程间通信介绍
进程间通信(Interprocess communication 也叫IPC):指两个或多个进程之间进行数据交互的过程。
需要进程间通信的原因:由于进程采用的是虚拟空间+用户态/内核态机制,所以就导致进程与进程之间、进程与内核之间是互相独立的,如果想让多个进程协同工作解决复杂问题,就需要进程之间进行通信。
进程的运行机制:从人类的感知来讲,所有进程是并行执行,但实际情况是所以进程轮流使用CPU,只是轮转的速度比较快,人类感受不到,CPU的一个内核就是一个运算单位,可以供一个进行使用(这也是CPU厂商不断追求CPU内核的数量原因),CPU内核越多,同时执行的进程就越多。
需要多进程协同工作的问题:
- CPU密集型问题:主要特点是需要进行大量的计算,消耗CPU资源,比如计算圆周率、对视频进行高清解码等等,全靠CPU的运算能力,负责运算的进程越多,竞争得到的执行时间就越长。但是任务越多,花在任务切换的时间就越多,CPU执行任务的效率就越低,是一种损人不利已的做法。所以,要最高效地利用CPU,计算密集型任务同时进行的数量应当等于CPU的核心数。
- IO密集型问题:主要涉及到网络、磁盘IO的任务都是IO密集型任务,这类任务的特点是CPU消耗很少,任务的大部分时间都在等待IO操作完成(因为IO的速度远远低于CPU和内存的速度)。对于IO密集型任务,任务越多,CPU效率越高,但也有一个限度,因为创建进程也需要相关的资源,比如代码段、栈、文件描述符表、环境变量表。所以处理CPU密集型程序时可以选择多进程实现,有效的利用多核提升效率;而IO密集型的由于99%的时间都花在IO上,花在CPU上的时间很少,所以多线程也能提高很大效率。
三、简单的进程间通信
命令行参数:
情况1:在终端执行程序时,给子进程传递命令行参数。
情况2:使用vfork + exec
创建进程时,给子进程传递命令行参数。
只能在父子进程之间,在父进行创建子进程时使用,只能由父进行传递给子进程,单向通信,并且只能传递一些简单的字符串数据。
环境变量表:
情况1:使用fork
创建子进程时,子进程会拷贝一份父进程的环境变量表。
情况2:使用vfork + exec
创建进程时,给子进程传递一份父进程的环境变量表,子进程拿到环境表后会进行拷贝。
只能在父子进程之间,父进行创建子进程时使用,只能由父进行传递给子进程,单向通信,并且只能传递一些简单的字符串数据。
信号:
情况1:使用kill
向指定的进程发送信号进行通信。
情况2:使用sigqueue
向指定的进程发送信号,也可以附带一些简单的数据。
可以在任意进程之间进行通信,但也只能是互相告知某某事件发生了,即使用能使用sigqueue
带一些数据,但只能传递一个int类型整数,只有通过fork
创建的子进程才能传递内存地址。
文件:
情况1:使用文件+信号,让任意两个进程之间传递大量数据,但要各自控制好位置指针,协调好读写时间。
情况2:使用文件+文件锁,也可以让任意两个进程之间传递大量数据,但文件锁的操作比较麻烦,也有可能陷入死锁的情况。
单纯的使用文件进行通信,无法协调读取和写入的时间,空间造成文件内的数据混乱,所以必须配合使用信号或文件锁。
四、传统的进程间通信——管道通信
- 管道是UNIX系统中最古老的进程间通信方式,是一种特殊文件读写机制
- 当进程从管道文件中读取数据时,如果管道中没有数据则进程会进入阻塞状态,直到有数据读取出来才返回,因此不需要借助信号、文件锁来协调读写时间
- 管道中的数据一旦读取完毕就会消失,因此也不需要管理文件的位置指针,所以使用管道文件比普通文件的进程间通信要方便很多
- 古老的好处是所有系统都支持,早期的管道文件是半双工,现在有些系统支持管道文件的全双工,现在绝大多数情况已经不使用管道来通信了
有名管道:
- 在文件系统中创建出一个实体的有文件名的管道文件,然后通过系统I/O的相关API来进行相关操作
使用函数创建:
/**
* 功能: 创建一个有名管道文件
* @pathname: 管道文件的名字
* @mode: 管道文件的权限
* 返回值: 成功返回0 失败-1
*/
int mkfifo(const char *pathname, mode_t mode);
使用命令创建:
mkfifo <file>
管道单向通信的编程模型:
进程A -> 进程B
创建有名管道
打开管道 打开管道
写数据 读数据
关闭管道 关闭管道
删除管道
匿名管道:
- 只在内核中创建的管道文件对象并返回该对象的文件描述符,然后使用系统IO进行相关操作,匿名管道文件不会在文件系统中显示,在创建时不需要提供路径,也不会占用磁盘空间,只是使用内核空间来临时存储数据,当关闭文件描述符后会自动回收
- 注意:只适合fork创建的有关系的父子进程之间进行通信
相关API:
/**
* 功能: 创建出匿名管道文件对象,并返回该对象的文件描述符
* @pipefd: 输出型参数,用于存储文件描述符的数组,其中
* pipefd[0] 用于读操作
* pipefd[1] 用于写操作
*
* 使用步骤:
* 1、调用该函数在内核中创建出管道文件,并获取到该文件的两个文件描述符
* 2、通过fork创建出子进程,子进程可以直接拷贝父进程的pipefd描述符
* 3、写数据的进程要关闭读端,读数据的进程要关闭写端
* 4、发送完毕后,父子进程分别关闭文件描述符
*/
int pipe(int pipefd[2]);
编程模型:
父进程 -> 子进程
创建匿名管道
创建子进程 拷贝一对fd
关闭读端(fd[0]) 关闭写端(fd[1])
写数据(fd[1]) 读数据(fd[0])
关闭写 关闭读
五、XSI机制的进程间通信
1、XSI介绍:
X/Open国际联盟有限公司是一个欧洲基金会,它的建立是为了向UNIX环境提供标准,XSI是X/Open System Interface的缩写,也就是X/Open设计的系统接口。
X/Open的主要的目标是促进对UNIX系统、接口、网络和应用的开放式系统协议的制定。它还促进在不同的UNIX环境之间的应用程序的互操作性,以及支持对电气电子工程师协会对UNIX的可移植操作系统接口规范。
IPC对象:
- 它用于进程间通信的XSI-IPC内核对象,类似于匿名管道、文件内核对象一样,通过使用XSI方式进行进程间通信时,系统会在内核中创建出一个XSI-IPC内核对象,让通信的进程能够共同访问该内核对象
- XSI-IPC对象只存在于内核空间,不会在文件系统中显示,该对象需要通过IPC键值来创建和获取
IPC键值:
- 用于创建\获取 IPC对象的凭证,是一个无符号的整数,相当于IPC对象的名字,类似于文件名
- 在创建IPC对象时,需要创建者提供一个IPC键值,有点类似给文件取名字,但是所有已经存在的IPC对象都在同一个作用域下,因此所有进程都可以访问到,所有有很大重名的风险,所以不建议创建者自己瞎想一个IPC键值去创建IPC对象,而应该使用操作系统提供的一个自动生成IPC键值的API
/**
* 功能: 根据项目路劲和项目编号 自动生成一个ipc键值
* @pathname: 建议提供当前项目的路径
* @proj_id: 项目编号
* 返回值:会根据项目路径和编号来计算出一个IPC键值,但是只是根据字符串内容来计算,不会检查路径是否为假
*/
key_t ftok(const char *pathname, int proj_id);
注意:使用时,建议提供当前的正确的工作路径,以及不同的项目编号,就可以获得不同的IPC键值,通过不同的IPC键值来创建不同的IPC对象,但是获取时,需要拿到相同的IPC对象,因此需要拿相同的IPC键值,因此提供相同路径和编号即可获取
IPC描述符:类似于文件描述符,是一个非负整数,它是IPC内核对象的给用户空间来访问的凭证
ICP对象命令:
显示IPC对象命令:
ipcs -m #查看共享内存IPC对象 memory
ipcs -q #查看消息队列IPC对象 queue
ipcs -s #查看信号量IPC对象 sem
ipcs -a #查看所有的IPC对象
删除IPC对象命令:
ipcrm -m id #删除共享内存IPC对象
ipcrm -q id #删除消息队列IPC对象
ipcrm -s id #删除信号量IPC对象
2、共享内存:
基本原理:
- 在内核中开辟一块内存,可以让其它进程的虚拟地址与这块内存进行映射,从而达到让多个进程共享一块内存的目的,当一个进程向这块内存写数据时,其它进程就都可以读取到,这就达到了通信的目的
- 优点:这种通信方式不存在数据的复制,是最快的进程间通信方式
- 缺点:需要考虑同步访问的问题(用信号)
使用方式:
当一个进程向共享内存写入数据时,内核不会通知其他进程,进程从共享内存读取数据时,也无法分辨是否是通信的对方新写入的数据,为解决该问题,有以下方式:
- 读写:一个进程只负责写,另一个只负责读,这要负责读的进程使用的是最新即可,是一种单向通信
- 轮询:配合定时器或者闹钟,每隔一段时间就读取一次
- 中断:配合信号,进程只要往共享内存中写入数据,就给对方发送一个约定好的信号,其它进程如果已经读取完共享内存也可以发送一个约定好的信号
相关API:
#include <sys/ipc.h>
#include <sys/shm.h>
int shmget(key_t key, size_t size, int shmflg);
功能:创建\获取一个共享内存的IPC对象
key:IPC键值,类似于文件名
size:共享内存的字节数,建议取内存页字节数的整数倍,默认1页=4096字节
如果是想要创建,则必须指定size的大小
如果是获取已有的共享内存,这size可取0即可
shmflg:
0 -表示该参数无效,获取共享内存,size也无效了
IPC_CREAT -创建共享内存
IPC_EXCL -如果已经存在同一个IPC对象,返回失败
mode -共享内存的权限,当创建共享内存时必须加上
例如:IPC_CREAT|0644
返回值:IPC描述符,失败-1
void *shmat(int shmid, const void *shmaddr, int shmflg);
功能:加载共享内存(把进程中的虚拟地址与内核中的共享内存建立映射关系)
shmid:IPC描述符,要映射哪条共享内存
shmaddr:想要映射的虚拟地址,可以给NULL由操作系统自动分配
shmflg:
0 - 以读写方式映射共享内存
SHM_RDONLY - 以只读方式映射共享内存
返回值:映射成功后的虚拟内存首地址,失败返回-1
int shmdt(const void *shmaddr);
功能:取消虚拟内存与共享内存的映射,也叫卸载共享内存
shmaddr:要取消映射的虚拟内存地址
int shmctl(int shmid, int cmd, struct shmid_ds *buf);
功能:销毁共享内存、获取共享内存属性、设置共享内存的属性
shmid:IPC描述符
cmd:
IPC_SET -设置共享内存的属性 buf输入型参数,只有uid、gid、mode可设置
IPC_STAT -获取共享内存属性 buf输出型参数
IPC_RMID -删除共享内存 buf给NULL即可,
-删除并非真正直接删除,而是对共享内存的使用计数-1,如果该计数被-1为0后,意味着系统中没有任何的进程映射这块共享内存,才会从内核中真正销毁它
struct shmid_ds {
struct ipc_perm shm_perm; // 属主和权限信息
size_t shm_segsz; // 共享内存的大小
time_t shm_atime; // 最后映射时间(加载)
time_t shm_dtime; // 最后取消映射的时间(卸载)
time_t shm_ctime; // 最后内存内容修改时间
pid_t shm_cpid; // 创建者pid
pid_t shm_lpid; // 最后加载、卸载者pid
shmatt_t shm_nattch; // 当前映射的进程数的计数器
...
};
struct ipc_perm {
key_t __key; // IPC键值
uid_t uid; // 属主id
gid_t gid; // 属主组id
uid_t cuid; // 创建者id
gid_t cgid; // 创建者组id
unsigned short mode; // 权限
unsigned short __seq; // 序列号
};
编程模型:
进程A 进程B
创建共享内存 获取共享内存
映射共享内存 映射共享内存
写数据并通知对方 接收到通知后读取数据
接收到通知后读取数据 写数据并通知对方
取消映射 取消映射
删除共享内存
// shmA.c
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <sys/ipc.h>
#include <sys/shm.h>
#include <string.h>
static int shmid;
static char* shm;
// 接收到对方发送信号 才读取数据
void sigread(int num)
{
printf("\nread:%s\n",shm);
if(0 == strncmp(shm,"quit",4))
{
printf("对方不想鸟你了\n");
// 取消映射
if(shmdt(shm))
{
perror("shmdt");
exit(EXIT_FAILURE);
}
// 删除共享内存
if(shmctl(shmid,IPC_RMID,NULL))
{
perror("shmctl");
exit(EXIT_FAILURE);
}
// 必须结束进程 return没有用
exit(EXIT_SUCCESS);
}
}
int main(int argc,const char* argv[])
{
signal(SIGRTMIN,sigread);
printf("我是进程%u\n",getpid());
// 创建共享内存
shmid = shmget(ftok(".",110),4096,IPC_CREAT|0644);
if(0 > shmid)
{
perror("shmget");
return EXIT_FAILURE;
}
// 映射共享内存
shm = shmat(shmid,NULL,0);
if((void*)-1 == shm)
{
perror("shmat");
return EXIT_FAILURE;
}
// 获取对方的进程id
pid_t pid = 0;
printf("请输入与我通信的进程ID:");
scanf("%u",&pid);
// 写入数据并通知对方
for(;;)
{
printf(">>>");
scanf("%s",shm);
// 发送信号
kill(pid,SIGRTMIN);
if(0 == strncmp(shm,"quit",4))
{
printf("你终止通信了\n");
break;
}
}
// 取消映射
if(shmdt(shm))
{
perror("shmdt");
return EXIT_FAILURE;
}
// 删除共享内存
if(shmctl(shmid,IPC_RMID,NULL))
{
perror("shmctl");
return EXIT_FAILURE;
}
return EXIT_SUCCESS;
}
3、消息队列:
基本原理:
- 由系统内核维护的一个链式队列,每个节点称为一条消息,每条消息由消息类型、数据、长度信息组成
- 和管道类似,可以双向通信,并且从中读取一个消息后,会自动出队,而且不是按照顺序读取,是按照消息类型读取
相关API:
#include <sys/types.h>
#include <sys/ipc.h>
#include <sys/msg.h>
int msgget(key_t key, int msgflg);
功能:创建\获取消息队列
key:IPC键值
msgflg:
0 -获取,不存在则失败
IPC_CREAT -创建,不存在则创建,存在会获取,除非
IPC_EXCL -排斥,已存在则创建失败
mode -消息队列权限,创建时必给
返回值:IPC描述符,失败-1
int msgsnd(int msqid, const void *msgp, size_t msgsz, int msgflg);
功能:向消息队列发送消息包
msqid:IPC描述符
msgp:提供一个包含有消息类型和消息内容的消息包内存块,参考格式如下:
struct msgbuf {
long mtype; // 消息类型
char mtext[1]; // 消息内容,也可以使用柔性数组
};
msgsz:提供消息包中消息内容的字节数,不包含消息类型的字节数
msgflg:
0 -如果当消息队列中没有空闲空间,该函数会一直阻塞
IPC_NOWAIT -当消息队列中没有空闲空间,不会阻塞,返回-1
返回值:成功0 失败-1
ssize_t msgrcv(int msqid, void *msgp, size_t msgsz, long msgtyp,int msgflg);
功能:从消息读取消息包
msqid:IPC描述符
msgp:接收消息包的结构体首地址,也是由消息类型+消息内容组成,输出型参数
msgsz:消息包的字节数,如果实际消息包的大小>msgsz,会立即返回-1
msgtyp:要接收的消息类型
0 -获取消息队列中的第一条消息
>0 -获取指定消息类型的消息
<0 -获取消息队列中,消息类型小于或等于abs(msgtyp)的消息,如果有多个,则接收最小值的
msgflg:
0 阻塞等待
IPC_NOWAIT 如果消息队列中没有该消息类型的消息,直接返回
MSG_EXCEPT 获取消息队列中第一个不等于msgtyp的消息,msgtyp>0
MSG_NOERROR 如果包含它,则当消息包的大小>msgsz时,不会报错,并接收msgsz字节
返回值:成功接收到的消息的字节数
int msgctl(int msqid, int cmd, struct msqid_ds *buf);
功能:销毁消息队列、获取消息队列属性、设置消息队列属性
shmid:IPC描述符
cmd:
IPC_SET -设置消息队列的属性 buf输入型参数,只有uid、gid、mode可设置
IPC_STAT -获取消息队列属性 buf输出型参数
IPC_RMID -删除消息队列 buf给NULL即可
struct msqid_ds {
struct ipc_perm msg_perm; // 与shmctl的一致
time_t msg_stime; /* Time of last msgsnd(2) */
time_t msg_rtime; /* Time of last msgrcv(2) */
time_t msg_ctime; // 最后属性修改时间
unsigned long __msg_cbytes; // 消息队列中的字节数
msgqnum_t msg_qnum; // 消息队列中的消息数
msglen_t msg_qbytes; // 消息队列运行的最大字节数
pid_t msg_lspid; /* PID of last msgsnd(2) */
pid_t msg_lrpid; /* PID of last msgrcv(2) */
};
编程模型:
进程A 进程B
创建消息队列 获取消息队列
发送消息(type:a) 接收消息(type:a)
接收消息(type:b) 发送消息(type:b)
销毁消息队列
4、信号量
基本原理:
- 所谓信号量就是内核中维护的一个全局变量,当做计数器,用于计数多进程工作中的共享资源数,也是为了限制多进程对共享资源的使用
- 信号量是一种数据操作锁,本身是不具备数据交换通信功能的,而是通过控制其他进程的通信资源来协助实现进程间通信
- 假设操作系统中有n个共享资源,需要把信号量的值设置为n
- 当有m个进程需要以独占的形式使用k个共享资源,并且m*k>n,需要使用信号量
- 每个进程在使用共享资源之前先尝试执行信号量-1操作
- 如果信号量>0时,说明剩余共享资源够用,则-1后拿到共享资源去执行,当执行完毕后,需要把共享资源归还,信号量+1操作
- 如果信号量<=0时,说明共享资源不足,则进程阻塞等待,直到信号量的值>0,才重新唤醒后,继续尝试-1
- 注意:进程之间资源几乎都是相互独立的,共享资源很少,所以很少用到信号量
相关API:
#include <sys/types.h>
#include <sys/ipc.h>
#include <sys/sem.h>
int semget(key_t key, int nsems, int semflg);
功能:创建或获取信号量集合
key:IPC键值
nsems:表示信号量集合中信号量的数量,一般写1即可
semflg:
0 -获取,不存在则失败
IPC_CREAT -创建,不存在则创建,存在会获取,除非
IPC_EXCL -排斥,已存在则创建失败
mode -消息队列权限,创建时必给
返回值:IPC描述符,失败-1
int semop(int semid, struct sembuf *sops, size_t nsops);
功能:对信号量集中的信号量进行加减操作
semid:IPC描述符
sops:结构体数组首地址
struct sembuf{
unsigned short sem_num; // 信号量在信号集中的下标
short sem_op; // 操作数
// 如果sem_op大于0,则将其加到下标sem_num号信号量中,相当于资源释放
// 如果sem_op小于0,则将其对下标sem_num号信号量中的值相减,相当于获取资源
short sem_flg; // 操作标记位
// 0 如果下标sem_num号信号量不够减,进程会阻塞等待,直到资源数够减为止
// IPC_NOWAIT 不阻塞等待
};
nsops:表示sops结构体数组的指针中指向了多少个结构体,就是要操作的信号量的数量,一般写1
int semctl(int semid, int semnum, int cmd, ...);
功能:删除信号量、获取信号量属性、设置信号量属性
semnum:表示对信号量集合中semnum下标的信号量进行操作
cmd:
IPC_SET -设置信号量的属性 buf输入型参数,只有uid、gid、mode可设置
IPC_STAT -获取信号量属性 buf输出型参数
IPC_RMID -删除信号量 buf给NULL即可
GETALL -获取信号量集合中所有信号量的值,放入semun.array
SETALL -设置信号量集合中所有信号量的值,通过semun.array修改
SETVAL -设置信号量集合中某个信号量的值,通过semun.val修改
GETVAL -获取信号量集合中某个信号量的值,通过返回值获取
根据cmd的选择,使用第四个参数semun的值
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) */
};
标签:IPC,操作系统,int,创建,信号量,进程,共享内存
From: https://www.cnblogs.com/sleeeeeping/p/18369834