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# 42 | IPC（下）：不同项目组之间抢资源，如何协调？
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IPC这块的内容比较多，为了让你能够更好地理解，我分成了三节来讲。前面我们解析完了共享内存的内核机制后，今天我们来看最后一部分，信号量的内核机制。
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首先，我们需要创建一个信号量，调用的是系统调用semget。代码如下：
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```
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SYSCALL_DEFINE3(semget, key_t, key, int, nsems, int, semflg)
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{
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struct ipc_namespace *ns;
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static const struct ipc_ops sem_ops = {
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.getnew = newary,
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.associate = sem_security,
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.more_checks = sem_more_checks,
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};
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struct ipc_params sem_params;
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ns = current->nsproxy->ipc_ns;
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sem_params.key = key;
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sem_params.flg = semflg;
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sem_params.u.nsems = nsems;
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return ipcget(ns, &sem_ids(ns), &sem_ops, &sem_params);
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}
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```
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我们解析过了共享内存，再看信号量，就顺畅很多了。这里同样调用了抽象的ipcget，参数分别为信号量对应的sem\_ids、对应的操作sem\_ops以及对应的参数sem\_params。
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ipcget的代码我们已经解析过了。如果key设置为IPC\_PRIVATE则永远创建新的；如果不是的话，就会调用ipcget\_public。
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在ipcget\_public中，我们能会按照key，去查找struct kern\_ipc\_perm。如果没有找到，那就看看是否设置了IPC\_CREAT。如果设置了，就创建一个新的。如果找到了，就将对应的id返回。
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我们这里重点看，如何按照参数sem\_ops，创建新的信号量会调用newary。
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```
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static int newary(struct ipc_namespace *ns, struct ipc_params *params)
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{
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int retval;
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struct sem_array *sma;
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key_t key = params->key;
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int nsems = params->u.nsems;
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int semflg = params->flg;
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int i;
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......
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sma = sem_alloc(nsems);
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......
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sma->sem_perm.mode = (semflg & S_IRWXUGO);
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sma->sem_perm.key = key;
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sma->sem_perm.security = NULL;
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......
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for (i = 0; i < nsems; i++) {
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INIT_LIST_HEAD(&sma->sems[i].pending_alter);
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INIT_LIST_HEAD(&sma->sems[i].pending_const);
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spin_lock_init(&sma->sems[i].lock);
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}
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sma->complex_count = 0;
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sma->use_global_lock = USE_GLOBAL_LOCK_HYSTERESIS;
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INIT_LIST_HEAD(&sma->pending_alter);
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INIT_LIST_HEAD(&sma->pending_const);
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INIT_LIST_HEAD(&sma->list_id);
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sma->sem_nsems = nsems;
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sma->sem_ctime = get_seconds();
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retval = ipc_addid(&sem_ids(ns), &sma->sem_perm, ns->sc_semmni);
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......
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ns->used_sems += nsems;
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......
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return sma->sem_perm.id;
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}
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```
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newary函数的第一步，通过kvmalloc在直接映射区分配一个struct sem\_array结构。这个结构是用来描述信号量的，这个结构最开始就是上面说的struct kern\_ipc\_perm结构。接下来就是填充这个struct sem\_array结构，例如key、权限等。
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struct sem\_array里有多个信号量，放在struct sem sems\[\]数组里面，在struct sem里面有当前的信号量的数值semval。
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```
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struct sem {
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int semval; /* current value */
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/*
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* PID of the process that last modified the semaphore. For
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* Linux, specifically these are:
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* - semop
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* - semctl, via SETVAL and SETALL.
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* - at task exit when performing undo adjustments (see exit_sem).
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*/
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int sempid;
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spinlock_t lock; /* spinlock for fine-grained semtimedop */
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struct list_head pending_alter; /* pending single-sop operations that alter the semaphore */
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|
struct list_head pending_const; /* pending single-sop operations that do not alter the semaphore*/
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|
time_t sem_otime; /* candidate for sem_otime */
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} ____cacheline_aligned_in_smp;
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```
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struct sem\_array和struct sem各有一个链表struct list\_head pending\_alter，分别表示对于整个信号量数组的修改和对于某个信号量的修改。
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newary函数的第二步，就是初始化这些链表。
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newary函数的第三步，通过ipc\_addid将新创建的struct sem\_array结构，挂到sem\_ids里面的基数树上，并返回相应的id。
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信号量创建的过程到此结束，接下来我们来看，如何通过semctl对信号量数组进行初始化。
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```
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SYSCALL_DEFINE4(semctl, int, semid, int, semnum, int, cmd, unsigned long, arg)
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{
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int version;
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struct ipc_namespace *ns;
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void __user *p = (void __user *)arg;
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ns = current->nsproxy->ipc_ns;
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switch (cmd) {
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case IPC_INFO:
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case SEM_INFO:
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case IPC_STAT:
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case SEM_STAT:
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|
return semctl_nolock(ns, semid, cmd, version, p);
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|
|
case GETALL:
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|
case GETVAL:
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|
case GETPID:
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|
case GETNCNT:
|
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|
case GETZCNT:
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case SETALL:
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|
return semctl_main(ns, semid, semnum, cmd, p);
|
|
|
case SETVAL:
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|
|
return semctl_setval(ns, semid, semnum, arg);
|
|
|
case IPC_RMID:
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|
case IPC_SET:
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|
return semctl_down(ns, semid, cmd, version, p);
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default:
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return -EINVAL;
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}
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|
}
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```
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这里我们重点看，SETALL操作调用的semctl\_main函数，以及SETVAL操作调用的semctl\_setval函数。
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|
对于SETALL操作来讲，传进来的参数为union semun里面的unsigned short \*array，会设置整个信号量集合。
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```
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static int semctl_main(struct ipc_namespace *ns, int semid, int semnum,
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|
int cmd, void __user *p)
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{
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|
struct sem_array *sma;
|
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|
struct sem *curr;
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int err, nsems;
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|
ushort fast_sem_io[SEMMSL_FAST];
|
|
|
ushort *sem_io = fast_sem_io;
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|
DEFINE_WAKE_Q(wake_q);
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|
|
sma = sem_obtain_object_check(ns, semid);
|
|
|
nsems = sma->sem_nsems;
|
|
|
......
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|
|
switch (cmd) {
|
|
|
......
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|
case SETALL:
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|
{
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|
|
int i;
|
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|
struct sem_undo *un;
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|
|
......
|
|
|
if (copy_from_user(sem_io, p, nsems*sizeof(ushort))) {
|
|
|
......
|
|
|
}
|
|
|
......
|
|
|
for (i = 0; i < nsems; i++) {
|
|
|
sma->sems[i].semval = sem_io[i];
|
|
|
sma->sems[i].sempid = task_tgid_vnr(current);
|
|
|
}
|
|
|
......
|
|
|
sma->sem_ctime = get_seconds();
|
|
|
/* maybe some queued-up processes were waiting for this */
|
|
|
do_smart_update(sma, NULL, 0, 0, &wake_q);
|
|
|
err = 0;
|
|
|
goto out_unlock;
|
|
|
}
|
|
|
}
|
|
|
......
|
|
|
wake_up_q(&wake_q);
|
|
|
......
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
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|
|
|
在semctl\_main函数中，先是通过sem\_obtain\_object\_check，根据信号量集合的id在基数树里面找到struct sem\_array对象，发现如果是SETALL操作，就将用户的参数中的unsigned short \*array通过copy\_from\_user拷贝到内核里面的sem\_io数组，然后是一个循环，对于信号量集合里面的每一个信号量，设置semval，以及修改这个信号量值的pid。
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|
对于SETVAL操作来讲，传进来的参数union semun里面的int val，仅仅会设置某个信号量。
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```
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|
static int semctl_setval(struct ipc_namespace *ns, int semid, int semnum,
|
|
|
unsigned long arg)
|
|
|
{
|
|
|
struct sem_undo *un;
|
|
|
struct sem_array *sma;
|
|
|
struct sem *curr;
|
|
|
int err, val;
|
|
|
DEFINE_WAKE_Q(wake_q);
|
|
|
......
|
|
|
sma = sem_obtain_object_check(ns, semid);
|
|
|
......
|
|
|
curr = &sma->sems[semnum];
|
|
|
......
|
|
|
curr->semval = val;
|
|
|
curr->sempid = task_tgid_vnr(current);
|
|
|
sma->sem_ctime = get_seconds();
|
|
|
/* maybe some queued-up processes were waiting for this */
|
|
|
do_smart_update(sma, NULL, 0, 0, &wake_q);
|
|
|
......
|
|
|
wake_up_q(&wake_q);
|
|
|
return 0;
|
|
|
}
|
|
|
|
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|
```
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|
|
|
在semctl\_setval函数中，我们先是通过sem\_obtain\_object\_check，根据信号量集合的id在基数树里面找到struct sem\_array对象，对于SETVAL操作，直接根据参数中的val设置semval，以及修改这个信号量值的pid。
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|
至此，信号量数组初始化完毕。接下来我们来看P操作和V操作。无论是P操作，还是V操作都是调用semop系统调用。
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```
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|
SYSCALL_DEFINE3(semop, int, semid, struct sembuf __user *, tsops,
|
|
|
unsigned, nsops)
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|
{
|
|
|
return sys_semtimedop(semid, tsops, nsops, NULL);
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
SYSCALL_DEFINE4(semtimedop, int, semid, struct sembuf __user *, tsops,
|
|
|
unsigned, nsops, const struct timespec __user *, timeout)
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|
{
|
|
|
int error = -EINVAL;
|
|
|
struct sem_array *sma;
|
|
|
struct sembuf fast_sops[SEMOPM_FAST];
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|
struct sembuf *sops = fast_sops, *sop;
|
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|
struct sem_undo *un;
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|
int max, locknum;
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|
|
bool undos = false, alter = false, dupsop = false;
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|
struct sem_queue queue;
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unsigned long dup = 0, jiffies_left = 0;
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|
struct ipc_namespace *ns;
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|
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|
ns = current->nsproxy->ipc_ns;
|
|
|
......
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|
|
if (copy_from_user(sops, tsops, nsops * sizeof(*tsops))) {
|
|
|
error = -EFAULT;
|
|
|
goto out_free;
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
if (timeout) {
|
|
|
struct timespec _timeout;
|
|
|
if (copy_from_user(&_timeout, timeout, sizeof(*timeout))) {
|
|
|
}
|
|
|
jiffies_left = timespec_to_jiffies(&_timeout);
|
|
|
}
|
|
|
......
|
|
|
/* On success, find_alloc_undo takes the rcu_read_lock */
|
|
|
un = find_alloc_undo(ns, semid);
|
|
|
......
|
|
|
sma = sem_obtain_object_check(ns, semid);
|
|
|
......
|
|
|
queue.sops = sops;
|
|
|
queue.nsops = nsops;
|
|
|
queue.undo = un;
|
|
|
queue.pid = task_tgid_vnr(current);
|
|
|
queue.alter = alter;
|
|
|
queue.dupsop = dupsop;
|
|
|
|
|
|
error = perform_atomic_semop(sma, &queue);
|
|
|
if (error == 0) { /* non-blocking succesfull path */
|
|
|
DEFINE_WAKE_Q(wake_q);
|
|
|
......
|
|
|
do_smart_update(sma, sops, nsops, 1, &wake_q);
|
|
|
......
|
|
|
wake_up_q(&wake_q);
|
|
|
goto out_free;
|
|
|
}
|
|
|
/*
|
|
|
* We need to sleep on this operation, so we put the current
|
|
|
* task into the pending queue and go to sleep.
|
|
|
*/
|
|
|
if (nsops == 1) {
|
|
|
struct sem *curr;
|
|
|
curr = &sma->sems[sops->sem_num];
|
|
|
......
|
|
|
list_add_tail(&queue.list,
|
|
|
&curr->pending_alter);
|
|
|
......
|
|
|
} else {
|
|
|
......
|
|
|
list_add_tail(&queue.list, &sma->pending_alter);
|
|
|
......
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
do {
|
|
|
queue.status = -EINTR;
|
|
|
queue.sleeper = current;
|
|
|
|
|
|
__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
|
|
|
if (timeout)
|
|
|
jiffies_left = schedule_timeout(jiffies_left);
|
|
|
else
|
|
|
schedule();
|
|
|
......
|
|
|
/*
|
|
|
* If an interrupt occurred we have to clean up the queue.
|
|
|
*/
|
|
|
if (timeout && jiffies_left == 0)
|
|
|
error = -EAGAIN;
|
|
|
} while (error == -EINTR && !signal_pending(current)); /* spurious */
|
|
|
......
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
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|
|
|
|
|
semop会调用semtimedop，这是一个非常复杂的函数。
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|
semtimedop做的第一件事情，就是将用户的参数，例如，对于信号量的操作struct sembuf，拷贝到内核里面来。另外，如果是P操作，很可能让进程进入等待状态，是否要为这个等待状态设置一个超时，timeout也是一个参数，会把它变成时钟的滴答数目。
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|
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|
semtimedop做的第二件事情，是通过sem\_obtain\_object\_check，根据信号量集合的id，获得struct sem\_array，然后，创建一个struct sem\_queue表示当前的信号量操作。为什么叫queue呢？因为这个操作可能马上就能完成，也可能因为无法获取信号量不能完成，不能完成的话就只好排列到队列上，等待信号量满足条件的时候。semtimedop会调用perform\_atomic\_semop在实施信号量操作。
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|
```
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|
|
static int perform_atomic_semop(struct sem_array *sma, struct sem_queue *q)
|
|
|
{
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|
int result, sem_op, nsops;
|
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|
struct sembuf *sop;
|
|
|
struct sem *curr;
|
|
|
struct sembuf *sops;
|
|
|
struct sem_undo *un;
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sops = q->sops;
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|
nsops = q->nsops;
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un = q->undo;
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|
for (sop = sops; sop < sops + nsops; sop++) {
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|
curr = &sma->sems[sop->sem_num];
|
|
|
sem_op = sop->sem_op;
|
|
|
result = curr->semval;
|
|
|
......
|
|
|
result += sem_op;
|
|
|
if (result < 0)
|
|
|
goto would_block;
|
|
|
......
|
|
|
if (sop->sem_flg & SEM_UNDO) {
|
|
|
int undo = un->semadj[sop->sem_num] - sem_op;
|
|
|
.....
|
|
|
}
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
for (sop = sops; sop < sops + nsops; sop++) {
|
|
|
curr = &sma->sems[sop->sem_num];
|
|
|
sem_op = sop->sem_op;
|
|
|
result = curr->semval;
|
|
|
|
|
|
if (sop->sem_flg & SEM_UNDO) {
|
|
|
int undo = un->semadj[sop->sem_num] - sem_op;
|
|
|
un->semadj[sop->sem_num] = undo;
|
|
|
}
|
|
|
curr->semval += sem_op;
|
|
|
curr->sempid = q->pid;
|
|
|
}
|
|
|
return 0;
|
|
|
would_block:
|
|
|
q->blocking = sop;
|
|
|
return sop->sem_flg & IPC_NOWAIT ? -EAGAIN : 1;
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
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|
|
|
在perform\_atomic\_semop函数中，对于所有信号量操作都进行两次循环。在第一次循环中，如果发现计算出的result小于0，则说明必须等待，于是跳到would\_block中，设置q->blocking = sop表示这个queue是block在这个操作上，然后如果需要等待，则返回1。如果第一次循环中发现无需等待，则第二个循环实施所有的信号量操作，将信号量的值设置为新的值，并且返回0。
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接下来，我们回到semtimedop，来看它干的第三件事情，就是如果需要等待，应该怎么办？
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如果需要等待，则要区分刚才的对于信号量的操作，是对一个信号量的，还是对于整个信号量集合的。如果是对于一个信号量的，那我们就将queue挂到这个信号量的pending\_alter中；如果是对于整个信号量集合的，那我们就将queue挂到整个信号量集合的pending\_alter中。
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|
接下来的do-while循环，就是要开始等待了。如果等待没有时间限制，则调用schedule让出CPU；如果等待有时间限制，则调用schedule\_timeout让出CPU，过一段时间还回来。当回来的时候，判断是否等待超时，如果没有等待超时则进入下一轮循环，再次等待，如果超时则退出循环，返回错误。在让出CPU的时候，设置进程的状态为TASK\_INTERRUPTIBLE，并且循环的结束会通过signal\_pending查看是否收到过信号，这说明这个等待信号量的进程是可以被信号中断的，也即一个等待信号量的进程是可以通过kill杀掉的。
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|
我们再来看，semtimedop要做的第四件事情，如果不需要等待，应该怎么办？
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如果不需要等待，就说明对于信号量的操作完成了，也改变了信号量的值。接下来，就是一个标准流程。我们通过DEFINE\_WAKE\_Q(wake\_q)声明一个wake\_q，调用do\_smart\_update，看这次对于信号量的值的改变，可以影响并可以激活等待队列中的哪些struct sem\_queue，然后把它们都放在wake\_q里面，调用wake\_up\_q唤醒这些进程。其实，所有的对于信号量的值的修改都会涉及这三个操作，如果你回过头去仔细看SETALL和SETVAL操作，在设置完毕信号量之后，也是这三个操作。
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我们来看do\_smart\_update是如何实现的。do\_smart\_update会调用update\_queue。
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```
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|
static int update_queue(struct sem_array *sma, int semnum, struct wake_q_head *wake_q)
|
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{
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struct sem_queue *q, *tmp;
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struct list_head *pending_list;
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int semop_completed = 0;
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if (semnum == -1)
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pending_list = &sma->pending_alter;
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|
else
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pending_list = &sma->sems[semnum].pending_alter;
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|
again:
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|
list_for_each_entry_safe(q, tmp, pending_list, list) {
|
|
|
int error, restart;
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|
|
......
|
|
|
error = perform_atomic_semop(sma, q);
|
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|
/* Does q->sleeper still need to sleep? */
|
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|
if (error > 0)
|
|
|
continue;
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|
unlink_queue(sma, q);
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|
|
......
|
|
|
wake_up_sem_queue_prepare(q, error, wake_q);
|
|
|
......
|
|
|
}
|
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return semop_completed;
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}
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static inline void wake_up_sem_queue_prepare(struct sem_queue *q, int error,
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struct wake_q_head *wake_q)
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{
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wake_q_add(wake_q, q->sleeper);
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......
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}
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```
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update\_queue会依次循环整个信号量集合的等待队列pending\_alter，或者某个信号量的等待队列。试图在信号量的值变了的情况下，再次尝试perform\_atomic\_semop进行信号量操作。如果不成功，则尝试队列中的下一个；如果尝试成功，则调用unlink\_queue从队列上取下来，然后调用wake\_up\_sem\_queue\_prepare，将q->sleeper加到wake\_q上去。q->sleeper是一个task\_struct，是等待在这个信号量操作上的进程。
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接下来，wake\_up\_q就依次唤醒wake\_q上的所有task\_struct，调用的是我们在进程调度那一节学过的wake\_up\_process方法。
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```
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void wake_up_q(struct wake_q_head *head)
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{
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struct wake_q_node *node = head->first;
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while (node != WAKE_Q_TAIL) {
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struct task_struct *task;
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task = container_of(node, struct task_struct, wake_q);
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node = node->next;
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task->wake_q.next = NULL;
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wake_up_process(task);
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put_task_struct(task);
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}
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}
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```
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至此，对于信号量的主流操作都解析完毕了。
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其实还有一点需要强调一下，信号量是一个整个Linux可见的全局资源，而不像咱们在线程同步那一节讲过的都是某个进程独占的资源，好处是可以跨进程通信，坏处就是如果一个进程通过P操作拿到了一个信号量，但是不幸异常退出了，如果没有来得及归还这个信号量，可能所有其他的进程都阻塞了。
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那怎么办呢？Linux有一种机制叫SEM\_UNDO，也即每一个semop操作都会保存一个反向struct sem\_undo操作，当因为某个进程异常退出的时候，这个进程做的所有的操作都会回退，从而保证其他进程可以正常工作。
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如果你回头看，我们写的程序里面的semaphore\_p函数和semaphore\_v函数，都把sem\_flg设置为SEM\_UNDO，就是这个作用。
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等待队列上的每一个struct sem\_queue，都有一个struct sem\_undo，以此来表示这次操作的反向操作。
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struct sem_queue {
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struct list_head list; /* queue of pending operations */
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struct task_struct *sleeper; /* this process */
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struct sem_undo *undo; /* undo structure */
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int pid; /* process id of requesting process */
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int status; /* completion status of operation */
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struct sembuf *sops; /* array of pending operations */
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struct sembuf *blocking; /* the operation that blocked */
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int nsops; /* number of operations */
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bool alter; /* does *sops alter the array? */
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bool dupsop; /* sops on more than one sem_num */
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};
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```
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在进程的task\_struct里面对于信号量有一个成员struct sysv\_sem，里面是一个struct sem\_undo\_list，将这个进程所有的semop所带来的undo操作都串起来。
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```
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struct task_struct {
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......
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struct sysv_sem sysvsem;
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......
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}
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struct sysv_sem {
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struct sem_undo_list *undo_list;
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};
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struct sem_undo {
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struct list_head list_proc; /* per-process list: *
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* all undos from one process
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* rcu protected */
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struct rcu_head rcu; /* rcu struct for sem_undo */
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struct sem_undo_list *ulp; /* back ptr to sem_undo_list */
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struct list_head list_id; /* per semaphore array list:
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* all undos for one array */
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int semid; /* semaphore set identifier */
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short *semadj; /* array of adjustments */
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/* one per semaphore */
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};
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struct sem_undo_list {
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atomic_t refcnt;
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spinlock_t lock;
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struct list_head list_proc;
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};
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```
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为了让你更清楚地理解struct sem\_undo的原理，我们这里举一个例子。
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假设我们创建了两个信号量集合。一个叫semaphore1，它包含三个信号量，初始化值为3，另一个叫semaphore2，它包含4个信号量，初始化值都为4。初始化时候的信号量以及undo结构里面的值如图中(1)标号所示。
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首先，我们来看进程1。我们调用semop，将semaphore1的三个信号量的值，分别加1、加2和减3，从而信号量的值变为4,5,0。于是在semaphore1和进程1链表交汇的undo结构里面，填写-1,-2,+3，是semop操作的反向操作，如图中(2)标号所示。
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然后，我们来看进程2。我们调用semop，将semaphore1的三个信号量的值，分别减3、加2和加1，从而信号量的值变为1、7、1。于是在semaphore1和进程2链表交汇的undo结构里面，填写+3、-2、-1，是semop操作的反向操作，如图中(3)标号所示。
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然后，我们接着看进程2。我们调用semop，将semaphore2的四个信号量的值，分别减3、加1、加4和减1，从而信号量的值变为1、5、8、3。于是，在semaphore2和进程2链表交汇的undo结构里面，填写+3、-1、-4、+1，是semop操作的反向操作，如图中(4)标号所示。
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然后，我们再来看进程1。我们调用semop，将semaphore2的四个信号量的值，分别减1、减4、减5和加2，从而信号量的值变为0、1、3、5。于是在semaphore2和进程1链表交汇的undo结构里面，填写+1、+4、+5、-2，是semop操作的反向操作，如图中(5)标号所示。
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从这个例子可以看出，无论哪个进程异常退出，只要将undo结构里面的值加回当前信号量的值，就能够得到正确的信号量的值，不会因为一个进程退出，导致信号量的值处于不一致的状态。
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## 总结时刻
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信号量的机制也很复杂，我们对着下面这个图总结一下。
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1. 调用semget创建信号量集合。
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2. ipc\_findkey会在基数树中，根据key查找信号量集合sem\_array对象。如果已经被创建，就会被查询出来。例如producer被创建过，在consumer中就会查询出来。
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3. 如果信号量集合没有被创建过，则调用sem\_ops的newary方法，创建一个信号量集合对象sem\_array。例如，在producer中就会新建。
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4. 调用semctl(SETALL)初始化信号量。
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5. sem\_obtain\_object\_check先从基数树里面找到sem\_array对象。
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6. 根据用户指定的信号量数组，初始化信号量集合，也即初始化sem\_array对象的struct sem sems\[\]成员。
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7. 调用semop操作信号量。
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8. 创建信号量操作结构sem\_queue，放入队列。
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9. 创建undo结构，放入链表。
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## 课堂练习
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现在，我们的共享内存、信号量、消息队列都讲完了，你是不是觉得，它们的API非常相似。为了方便记忆，你可以自己整理一个表格，列一下这三种进程间通信机制、行为创建xxxget、使用、控制xxxctl、对应的API和系统调用。
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