14 - 高级I/O
GitHub 地址
1. 非阻塞 IO
非阻塞 I/O 使我们可以发出 open 、read 和 write 这样的 I/O 操作，并使这些操作不会永远阻塞。如果这种操作不能完成，则调用立即出错返回，表示该操作如继续执行将阻塞 。
对于一个给定的描述符，有两种为其指定 非阻塞 I/O 的方法：
- 如果调用 open 获得描述符，则可指定
O_NONBLOCK标志 - 对于已经打开的一个描述符，则可调用 fcntl ，由该函数打开
O_NONBLOCK文件状态标志
2. 记录锁
记录锁 (字节范围锁) 的功能是：当地一个进程正在读或修改文件的某个部分时，使用记录锁可以组织其他进程修改同一文件区 。它可以锁定文件中一个区域或是整个文件 。
2.1 fcntl 记录锁
#include
int fcntl(int fd, int cmd, .../* struct flock *flockptr*/);
//返回值：若成功，依赖于cmd；否则，返回-1
对于记录锁，\(cmd\) 为：
F_GETLK：判断由 \(flockptr\) 所描述的锁是否会被另一把锁所排斥F_SETLK：非阻塞地设置由 \(flockptr\) 所描述的锁，若兼容性规则阻止系统给这把锁，函数返回出错，并将 errno 设置为EACCES或EAGAINF_SETLKW：阻塞地设置由 \(flockptr\) 所描述的锁，若不能加锁，调用进程被置为休眠 。如果锁已可用或休眠由信号中断，则该进程被唤醒 。
\(flockptr\) 是一个指向 flock 结构的指针。flock 结构包含了：
l_type：所希望的锁类型，F_RDLCK（共享读锁）、F_WRLCK（独占性写锁）或F_UNLCK（解锁一个区域）l_start和l_whence：加锁或解锁区域的起始字节偏移量l_len：区域字节长度l_pid：持有锁的进程 ID
对于 共享读锁 和 独占性写锁 的基本规则是：任意多个进程在一个给定的字节上可以有一把共享的读锁，但是在一个给定字节上只能有一个进程有一把独占写锁 。具体 兼容性规则 如下图：
上面兼容性规则适用于 不同进程提出的锁请求 ，并不适用于 单个进程提出的多个锁请求 。如果一个进程对一个文件区间已经有了一把锁，后来该进程又企图在同一文件区间再加一把锁，那么新锁将替换已有锁 。
2.2 死锁
如果两个进程响度等待 对方持有并且不释放（锁定） 的资源时，则这两个进程就处于 死锁状态 。
2.3 锁的隐含继承和释放
关于记录锁的 自动继承和释放 有 \(3\) 条规则：
- 锁与进程和文件两者相关联 。即：当一个进程终止时，它所建立的锁全部释放；无论一个描述符何时关闭，该进程通过这一描述符引用的文件上的任何一把锁都会释放（这些锁都是该进程设置的）
- 由 fork 产生的子进程不继承父进程所设置的锁
- 在执行 exec 后，新程序可以继承原执行程序的锁
2.4 建议性锁和强制性锁
建议性锁：建议性锁flock，不具备强制性。一个进程使用flock将文件锁住，另一个进程可以直接操作正在被锁的文件，修改文件中的数据，原因在于flock只是用于检测文件是否被加锁，针对文件已经被加锁，另一个进程写入数据的情况，内核不会阻止这个进程的写入操作 。
强制性锁：强制性锁会让内核检查每一个 open 、read 和 write ，验证调用进程是否违背了正在访问的文件上的一把锁 。
对一个特定文件 打开其设置组 ID 位 、 关闭其执行位 便开启了对该文件的强制性锁机制 。
如果一个进程试图读或写一个强制性锁起作用的文件，而欲读、写的部分又由其他进程加上了锁，会有如下图所示可能性：
3. I/O 多路转接（I/O 复用）
例如：当一个进程有两个 输入描述符 时，不能对两个输入中的任一个使用 阻塞 read ，因为不知道到底哪一个输入会得到数据 。
- 使用多进程方法：fork 出子进程，每个进程执行 阻塞 read 处理一条数据通路 。缺点是开销大，且操作终止时需要通过进程间通信通知别的进程停止，使程序变得复杂 。
- 使用多线程方法：一个进程使用两个线程，CPU 开销依然大，且处理多线程之间的同步问题引入了更多复杂性
- 一个进程使用非阻塞 I/O：将两个输入描述符都设置为非阻塞的，对第一个描述符发一个 read ，如果该输入上有数据，则读数据并处理它；否则调用立即返回 。对别的描述符做同样处理 。在此之后，等待一定时间，然后再尝试从第一个描述符读 。这种 轮询 的方式浪费了大量 CPU 时间 。
- 使用异步 I/O：利用这种技术，进程告诉内核，当描述符准备好可以进行 I/O 时，用一个信号通知它 。缺点是：这种信号对每个进程而言只有 \(1\) 个，如果使该信号对两个描述符都起作用，那么进程在接到此信号时将无法判别是哪一个描述符准备好了 。为了确定是哪一个描述符准备好了，仍需将这两个描述符都设置为非阻塞的，并顺序尝试执行 I/O 。
- 使用 I/O 多路转接：这是一种比较好的技术，先构造一张描述符的列表，然后调用一个函数，直到这些描述符中的一个已准备好 I/O 时，该函数才返回，并告知进程哪些描述符已准备好 I/O 。
3.1 函数 select 和 pselect
select 函数可以执行 I/O 多路转接 ：
#include
int select(int maxfdp1, fd_set *restrict readfds, fd_set *restrict writefds,
fd_set *restrict exceptfds, struct timeval *restrict tvptr);
//返回值：准备就绪的描述符数目；若超时，返回 0；若出错，返回 -1
\(tvptr\) 参数指定 等待的时间长度 ，单位为秒和微秒：
- \(tvptr==NULL\)：永远等待，直到所指定的描述符中的一个已准备好或捕捉到一个信号 。若捕捉到一个信号，则 select 返回 \(-1\) ，errno 设置为
EINTR。 - \(tvptr->tvsec == 0\) && \(tvptr->tv_usec==0\)：不等待，测试所有指定的描述符并立即返回。这是轮询系统找到多个描述符状态而不阻塞 select 函数的方法 。
- \(tvptr->tv_sec \not= 0\) || \(tvptr->tv_usc \not= 0\) ：等待指定的秒数和微秒数。当指定的描述符之一已准备好，或当指定的时间值已经超过时立即返回。如果在超时时还没文件描述符准备好，则返回值为 \(0\) ，否则，将 \(tvptr\) 更新为剩余时间值 。
\(readfds\) 、\(writefds\) 、\(exceptfds\) 是指向 描述符集 的指针，说明了我们关心的 可读 、可写 或 处于异常条件 的描述符集合 。每个描述符集存储在一个 fd_set 数据类型中，fd_set 是一个很大的字节数组，为每一个可能的描述符保持一位：
对于 fd_set 的操作函数：
#include
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset); //测试描述符集中的一个指定位是否已打开
//返回值：若 fd 在描述符集中，返回非 0 值；否则，返回 0
void FD_CLR(int fd, fd_set *fdset); //清除fdset中指定位
void FD_SET(int fd, fd_set *fdset); //开启fdset中的指定位
void FD_ZERO(fd_set *fdset); //将一个fd_set变量的所有位设置为 0
select 中的三个描述符集指针都可以为 NULL ，表示对相应条件并不关心。如果三个指针都是 NULL ，则 select 提供了比 sleep 更精确的定时器 。
select 第一个参数 \(maxfdp1\) 的意思是 最大文件描述符值加 1 ，考虑所有 \(3\) 个描述符集中的最大描述符编号值，然后加 \(1\) 。因为文件描述符是从 \(0\) 开始计数的 。
select 函数返回值：
- 返回值 \(-1\) 表示出错 。如在所指定的描述符中一个都没准备好时捕捉到一个信号 。
- 返回值 \(0\) 表示超时的时候没有描述符准备好 。
- 一个 正返回值 说明了已经准备好的描述符数 ，该值是 \(3\) 个描述符集中已准备好的描述符数之和，所以如果同一描述符已准备好读和写，那么在返回值中会对其计两次数 。
一个描述符阻塞与否并不影响 select 是否阻塞 ：如希望读一个非阻塞描述符，并且以超时值为 \(5s\) 调用 select ，则 select 最多阻塞 \(5s\) 。
pselect 函数是 select 函数的一个变体：
#include
int pselect(int maxfdp1, fd_set *restrict readfds, fd_set *restrict writefds,
fd_set *restrict exceptfds, const struct timespec *restrict tsptr,
const sif=gset_t *restrict sigmask);
//返回值：准备就绪的描述符数目；若超时，返回 0；若出错，返回 -1
pselect 函数与 select 函数的 区别：
- pselect 超时值由 timespec 结构指定，提供更精准的超时时间 。
- pselect 超时值被声明为 const ，保证了调用 pselect 不会改变此值
- pselect 可使用 信号屏蔽字 ，调用 pselect 时以原子操作的方式安装该信号屏蔽字，返回时恢复以前的信号屏蔽字。（ \(simask\) 为 NULL 时与 select 相同 ）
3.2 函数 poll
poll 与 select 类似，也是在指定时间内轮询一定数量的文件描述符，以测试其中是否有就绪者：
#include
int poll(struct pollfd fdarray[], nfds_t nfds, int timeout);
//返回值：准备就绪的描述符数目；若超时，返回 0；若出错，返回 -1
与 select 不同，poll 不是为每个条件（可读、可写、异常条件）各构造一个描述符集，而是构造一个 pollfd 类型的数组，pollfd 结构体为：
struct pollfd {
int fd; // file descriptor to check, or < 0 to ignore
short events; // events of interest on fd
short revents; // events that occurred on fd
};
\(fdarray\) 数组中的元素数由 \(nfds\) 指定。
\(fdarray\) 数组每个元素的 events 成员设置为下图中所示值的一个或几个，通过这些值告诉内核我们关心的是每个描述符的哪些事件。返回时，revents 成员由内核设置，用于说明每个描述符发生了哪些事件。（ 下图前 \(4\) 行测试的是可读性，接下来 \(3\) 行测试的是可写性，最后 \(3\) 行测试的是异常条件 。
poll 最后一个参数 \(timeout\) 指定的是等待时间，与 select 类似 。
与 select 一样，一个描述符是否会阻塞不会影响 poll 是否阻塞 。
3.3 epoll
（ 此部分为补充内容）
epoll 是 Linux 上特有的 I/O 复用函数 。
epoll 和 poll 、select 的 差异 ：
- epoll 使用一组函数来完成任务，而不是单个函数
- epoll 把文件描述符事件放在 内核事件表 当中，从而无需像 select 和 epoll 那样每次调用都要重复传入描述符集或事件集
- epoll 需要一个额外文件描述符，来唯一标识 内核事件表
- epoll 采用回调方法来检测就绪事件，而 select 和 epoll 采用轮询方式，复杂度更高
内核事件表 的文件描述符由 epoll_create 函数创建：
#include
int epoll_create(int size); //size 参数并不起作用，只是给内核一个提示，告诉它事件表有多大
//返回值为内核事件表的文件描述符：epfd
用 epoll_ctl 函数来操作内核事件表：
#include
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
//返回值：若成功，返回 0；若失败，返回 -1 并设置 errno
\(fd\) 参数是要操作的文件描述符 。
\(op\) 参数指定操作类型：
EPOLL_CTL_ADD：往事件表中注册 \(fd\) 上的事EPOLL_CTL_MOD：修改 \(fd\) 上的注册事件EPOLL_CTL_DEL：删除 \(fd\) 上的注册事件
\(event\) 参数指定事件，epoll_event 定义如下：
struct epoll_event {de
_unit32_t events; //epoll事件类型基本是将poll事件类型的宏前面加E
epoll_data_t data; //存储用户数据
};
epoll_wait 函数用来 等待 一组文件描述符上的事件：
#include
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);
//返回值：若成功，返回就绪的文件描述符的个数；若失败，返回 -1 并设置errno
\(timeout\) 参数与 poll 的 \(timeout\) 参数相同 。maxevents 参数指定最多监听多少事件 。
epoll_wait 函数如果检测到事件，就将所有 就绪的事件 从内核事件表复制到它的第二个参数 \(events\) 中，而 select 和 poll 的数组参数既用于传入用户注册事件，又用于输出内核检测到的就绪事件，这提高了程序索引就绪文件描述符的效率 。（ 使用 epoll 函数，程序可直接从数组获取就绪文件描述符，而使用 select 和 poll 函数，需要对数组中的元素进行一次判断 ）
LT 和 ET 模式：
- LT 模式 ：即 电平触发 ，是默认的工作方式，当 epoll_wait 检测到有事件发生并通知应用程序后，应用程序可以不立即处理该事件，这样，当应用程序下一次调用 epoll_wait 时，epoll_wait 还会通知此事件，直到此事件被解决 。（ 此模式下，epoll 相当于一个效率更高的 poll ）
- ET 模式：即 边缘触发 ，当往内核事件表中注册一个文件描述符上的
EPOLLET事件时，epoll 将以 ET 模式来操作该文件描述符，它是 epoll 的高效工作模式 。当 epoll_wait 检测到有事件发生并将此事件通知应用程序后，应用程序必须立即处理该事件，因为后续的 epoll_wait 调用将不再向应用程序通知这一事件 。可见，ET 模式 降低了同一个事件重复触发的次数，因此效率更高 。
EPOLLONESHOT 事件：对于注册了 EPOLLONESHOT 事件的文件描述符，系统最多触发其上注册的一个可读、可写或者异常事件，且只触发一次 。这样，当一个线程在处理某个文件描述符时，其他线程是不可能有机会操作该文件描述符的 。
3.4 三组 I/O 复用函数的比较
4. POSIX 异步 I/O
异步 I/O 作用：在执行 I/O 操作时，如果还有其他事务要处理而不想被 I/O 操作阻塞，就可以使用异步 I/O 。
异步 I/O 接口使用 AIO 控制块 来描述 I/O 操作 。aiocb 结构定义了 AIO 控制块 。
在进行异步 I/O 之前需要先 初始化 AIO 控制块 ，调用 aio_read 函数来进行 异步读 操作，或调用 aio_write 函数来进行 异步写 操作：
#include
int aio_read(struct aiocb *aiocb);
int aio_write(struct aiocb *aiocb);
//返回值：若成功，返回 0；若出错，返回 -1
当这些函数返回成功时，异步 I/O 请求便已经被操作系统放入等待处理的队列中了。这些返回值与实际 I/O 操作的结果没有任何关系 。
要想强制所有等待中的异步操作 不等待而写入持久化的存储中 ，可以设立一个 AIO 控制块并调用 aio_fsync 函数：
#include
int aiu_fsync(int op, struct aiocb *aiocb);
//返回值：若成功，返回 0；若出错，返回 -1
为获取一个异步读、写或者同步操作的 完成状态 ，需要调用 aio_error 函数：
#include
int aio_error(const struct aiocb *aiocb);
//返回值：异步操作成功返回 0；函数调用失败返回 -1；异步读、写或同步操作仍在等待返回 EINPROGRESS
可调用 aio_return 函数来 获取异步操作的返回值 ，获取返回值前必须确认操作已完成：
#include
ssize_t aio_return(const struct aiocb *aiocb);
//返回值：函数调用失败，返回 -1，并设置 errno
如果在完成了所有事务时，还有异步操作未完成，可以调用 aio_suspend 函数来阻塞进程，直到操作完成：
#include
int aio_suspend(const struct aiocb *const list[], int nent,
const struct timespec *timeout);
//返回值：若有任何I/O操作完成，返回 0；若出错，返回 -1
若还有不想再完成的等待中的异步 I/O 操作时，可尝试使用 aio_cancel 函数 取消 它们：
#include
int aio_cancel(int fd, struct aiocb *aiocb);
//若 aiocb 为NULL，系统尝试取消所有该文件上未完成的异步 I/O 操作；其他情况下，系统将尝试取消由 AIO 控制块描述的单个异步 I/O 操作
aio_listio 函数提交一系列由一个 AIO控制块列表描述的 I/O 请求：
#include
int lio_listio(int mode, struct aiocb *restrict const list[restrict],
int nent, struct sigevent *retrict sigev);
//返回值：若成功，返回 0；若出错，返回 -1
\(mode\) 参数决定了 I/O 是否真的是异步的 。如果该参数被设定为 LIO_WAIT ，lio_listio 函数将在所有由列表指定的 I/O 操作完成后返回（此情况下，\(sigev\) 被忽略 ）如果 \(mode\) 参数被设定为 LIO_OWAIT ，lio_listio 函数将在 I/O 请求入队后立即返回 。进程将在所有 I/O 操作完成后，按照 \(sigev\) 参数指定的，被异步地通知 。
5. 函数 readv 和 writev
readv 和 writev 函数用于在一次函数调用中 读、写多个非连续缓冲区 。也将这两个函数称为 散布读 和 聚集写：
#include
ssize_t readv(int fd, const struct iovec *iov, int iovent);
ssize_t writev(int fd, const struct iovec *iov, int iovent);
//返回值：已读或已写的字节数；若出错，返回 -1
\(iovcnt\) 指定 \(iov\) 数组中的元素数 。
iovec 结构：
struct iovec {
void *iov_base; // starting address of buffer
size_t iov_len; // size of buffer
};
writev 函数从缓冲区中聚集输出数据的顺序是：\(iov[0]\) 、\(iov[1]\) 直至 \(iov[iovcnt-1]\) 。writev 返回输出的字节总数，通常应等于所有缓冲区长度之和 。
readv 函数则将读入的数据按上述同样顺序散布到缓冲区中 。readv 总是先填满一个缓冲区，然后填下一个。readv 返回读到的字节总数，如果遇到文件尾端，已无数据可读，则返回 \(0\) 。
6. 存储映射 I/O
存储映射 I/O 能将一个磁盘文件映射到存储空间的一个缓冲区上 ，于是，当从缓冲区中取数据时，就相当于读文件中的相应字节；将数据写入缓冲区时，相应字节就自动写入文件。这样就可以在不使用 read 和 write 的情况下执行 I/O 。
mmap 函数将一个给定的文件映射到一个存储区域中：
#include
void *mmap(void *addr, size_t len, int prot, int flag, int fd, off_t off);
//返回值：若成功，返回映射区的起始地址；若出错，返回 MAP_FAILED
\(addr\) 参数用于指定映射存储区的起始地址，通常设置为 \(0\) ，表示由系统选择该映射区的起始地址 。\(fd\) 参数是指定要被映射文件的描述符 。\(len\) 是映射的字节数，\(off\) 是要映射字节在文件中的起始偏移量。（ \(addr\) 和 \(off\) 的值通常被要求是系统虚拟存储页长度的倍数）
\(prot\) 参数指定了映射存储区的保护要求。（映射区不可访问，或是可读、可写、可执行的并集）
\(flag\) 参数影响映射存储区的多种属性 。
子进程能通过 fork 继承存储映射区（因为子进程复制父进程地址空间，而存储映射区是该地址空间中的一部分），新程序不能通过 exec 继承存储映射区 。
调用 mprotect 函数可以 更改一个现有映射的权限：
#include
int mprotect(void *addr, size_t len, int prot);
//返回值：若成功，返回 0；若出错，返回 -1
\(prot\) 的合法值与 mmap 中的 \(prot\) 参数一样 。地址参数 \(addr\) 的值必须是系统页长的倍数 。
如果共享映射中的页已经修改，那么可以调用 msync 将页冲洗到被映射的文件中（ 类似于 fsync ，但作用于存储映射区 ）：
#include
int msync(void *addr, size_t len, int flags);
//返回值：若成功，返回 0；若出错，返回 -1
当进程终止时，会自动解除存储映射区的映射，或者直接调用 munmap 函数也可以解除映射区：
#include
int munmap(void *addr, size_t len);
//返回值：若成功，返回 0；若出错，返回 -1
关闭映射存储区时使用的文件描述符并不解除映射区；调用 munmap 并不会使映射区的内容写到磁盘文件上 。