UNIX 进程间通讯（IPC）概念（Posix，System V IPC）

　　 IPC（Inter-Process Communication，进程间通讯）可以有三种信息共享方式（随文件系统，随内核,随共享内存）。（当然这里虽然说是进程间通讯，其实也是可以和线程相通的）。

       相对的IPC的持续性（Persistence of IPC Object）也有三种：

1. 随进程持续的（Process-Persistent IPC）

   IPC对象一直存在，直到最后拥有他的进程被关闭为止，典型的IPC有pipes（管道）和FIFOs（先进先出对象）

2. 随内核持续的（Kernel-persistent IPC）

   IPC对象一直存在直到内核被重启或者对象被显式关闭为止，在Unix中这种对象有System v 消息队列，信号量，共享内存。（注意Posix消息队列，信号量和共享内存被要求为至少是内核持续的，但是也有可能是文件持续的，这样看系统的具体实现）。

3. 随文件系统持续的（FileSystem-persistent IPC）

   除非IPC对象被显式删除，否则IPC对象会一直保持（即使内核才重启了也是会留着的）。如果Posix消息队列，信号量，和共享内存都是用内存映射文件的方法，那么这些IPC都有着这样的属性。

　　不同的Unix IPC的持续性：

1. 随进程:

   Pipe, FIFO, Posix的mutex（互斥锁）, condition variable（条件变量）, read-write lock（读写锁）,memory-based semaphore（基于内存的信号量） 以及 fcntl record lock，TCP和UDP套接字，Unix domain socket

2. 随内核:

   Posix的message queue（消息队列）, named semaphore（命名信号量）, System V Message queue, semaphore, shared memory。

　　要注意的是，虽然上面所列的IPC并没有随文件系统的，但是我们就像我们刚才所说的那样，Posix IPC可能会跟着系统具体实现而不同（具有不同的持续性），举个例子，写入文件肯定是一个文件系统持续性的操作，但是通常来说IPC不会这样实现。很少有IPC会实现文件系统持续，因为这会降低性能，不符合IPC的设计初衷。

       Unix的IPC有一些是有名的，有一些是无名的，到具体使用的时候就知道了，如果是无名IPC（典型是Pipe），必须是依赖于进程的，但是有名IPC（典型是FIFOs），就可以使用在两个没有依赖性的进程上（依赖性可以表现在，一个进程是另一个进程的子进程）。

Posix IPC

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       Posix的全称是 "Portable Operating System Interface"，Posix不仅仅是一个单一标准，而且是IEEE（Institute for Electrical and Electronics Engineers, Inc. IEEE）指定的一个标准族。
       Posix IPC一共有三个，就是Message Queue（消息队列）,semaphores（信号量），Shared Memory（共享内存），在Posix.1中，这三个IPC的命名规则为：

• 必须符合已有的路径名规则（必须最多由PATH_MAX个字节构成，包括结尾的空字符）。
• 如果它以斜杠开头，那么对这些函数的不同调用将访问同一个队列，如果它不以斜杠符开头，那么效果取决于实现
• 名字中的额外斜杠符的解释由实现来定义。

       由于Unix系统不同发行版的命名系统的规则都很不一样，所以使用Posix的时候需要注意命名规则。为了预防这种移植性问题，Unix系统给了定义了三个宏：

S_TPYEISMQ(buf)
S_TYPEISSEM(buf)
S_TYPEISSHM(buf)

       这三个宏的作用就是为了检测当前系统是否有着对Posix IPC(message queue, semaphores, shared memory)的不同实现方式，buf是一个指向stat结构体的一个结构体（就是那个可以给fstat,lstat或者stat函数填充的那个缓冲结构）。如果当前系统对于特定的IPC有着不同的实现方式，那么对应的宏将会返回非0值，否则就会返回0。 
       然而这三个宏很少使用，因为没有一个系统保证这三个宏对应的Posix IPC(message queue, semaphores, shared memory)会在不同的系统有不同的实现方式。比如在Solaris2.6系统，这三个宏都是返回0的。

       我们可以使用下面的函数来新建一个Posix IPC的名字：

char *px_ipc_name(const char *name)  
{
    char *dir, *dst, *slash;
    if((dst = malloc(PATH_MAX)) == NULL)
    {
        if((dir = getenv("PX_IPC_NAME")) == NULL)
        {
            #ifdef POSIX_IPC_PREFIX
            dir = POSIX_IPC_PREFIX
            #else
            dir = "/tmp/";      
        }
    }
    slash = (dir[strlen(dir) - 1] == '/') ? "" : "/";
    snprintf(dst, PATH_MAX, "%s%s%s", dir, slash, name);
    return dst;
}   

Posix IPC的通道的打开与创建

       打开Posix的三种IPC通道其实用的是三个不同的函数mq_open（打开消息队列），sem_open（打开信号量），shm_open（打开共享内存），这三种个函数都可以用不同的打开方式来创建IPC通道，除了最平常的O_RDONLY（只读）， O_WRONLY（只写）, O_RDWR（可读可写）外，还有四个方式

1. O_CREAT: 
   创建一个不存在的消息通道，信号量或者共享内存IPC，当创建一个新的消息队列，信号量，或者共享内存时，它们的userID会被设置为进程有效的userID。信号量，共享内存的groupID会被设置为进程有效的groupID或者是系统默认groupID;消息队列的groupID会被设置为进程的groupID。
2. O_EXCL: 当这个标志和O_CREAT一起用的时候，只能创建不存在的消息通道，信号量或者共享内存IPC，如果所创建的IPC已经存在，创建函数（就是那三个函数）将会返回EEXIST错误。（注意单独的O_EXCL是没有意义的）
3. O_NONBLOCK: 
   这个标志可以让消息队列读一个空的队列或者写一个满的队列。
4. O_TRUNC 
   只作用于共享内存，如果共享内存以读写方式打开，那么创建的IPC将会以0的长度创建。

关于Posix IPC权限
       新的消息队列，有名信号量或者共享内存区的IPC对象是由oflags参数中含有O/_CREAT标志的mq_open，sem_open或者shm_open函数创建的，这些权限位与IPC类型的每个对象相关联，就像它们与每个Unix文件相关联一样（这个是很容易想象的，因为Unix就是把内存的操作对象映射到文件当中方便操作的。）

       当同样由这三个函数打开一个已经存在的消息队列，信号量或者共享内存对象的时候（或者未指定O_CREAT，或者制定了O_CREAT但没有指定O_EXCL，同时对象已经存在），将基于如下信息执行权限测试：

1. 创建时赋予该IPC对象的权限位；
2. 所请求的访问类型（O/RDONLY，O/WRONLY或者O_RDWR）；
3. 调用进程的有效用户ID，有效组ID以及各个辅助组ID（如果支持辅助组的话）

　　

　　大多数Unix内核按照如下步骤执行权限测试（如果如下步骤有哪一步不满足，那么其下面的步骤都不执行，操作视为失败）

1. 如果当前进程的有效用户ID为0（superuser），那就允许访问
2. 在当前进程的有效用户ID就等于该IPC对象的属主ID的前提下，如果相应的用户访问权限位已经设置，那就允许访问，否则拒绝访问。 
          这里的相应的访问权限位的意思是：如果当前进程为读访问而打开IPC对象，那么用户读权限位必须设置，如果当前进程为写访问而打开该IPC对象，那么用户写权限位必须设置
3. 在当前进程的有效组ID或它的某个辅助组ID等于该IPC对象的组ID的前提下，如果相应的组访问权限位已经设置，那么就允许访问，否则拒绝访问。
4. 如果相应的其他用户权限位已经设置，那么就允许访问，否则拒绝访问。

　　

　　

System V IPC

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       System V IPC和Posix IPC其实是本质上是差不多的，不过需要注意的是，System V IPC不是随进程持续的，是随内核持续的。 Posix的IPC的名字可以像文件系统找文件一样找到它们的名字，但是System V IPC不可以找到它们（这些IPC）的名字。

key_t Keys和ftok Function

       System V IPC系统创建新的IPC的三个函数分别是msgget()，senget()，shmget()这三个函数的参数都是(key_t key, int mode)，其实key是由ftok函数创建的一个键值，ftok函数的声明为：

#include <sys/ipc.h>

key_t ftok(const char *pathname,int id);

       这个函数假定了这个程序使用了System V IPC进行通讯，客户端和服务器端同意使用具有一定意义的pathname（是已存在的路径名），如果客户端和服务器只用单一通道，那么可以将id为1；如果客户端和服务器需要双向通道（而且是两条），那么可以令一个通道的id为1，另一个为2，只要pathname是一样的，那可以认为客户端和服务器使用是同一种通道进行通讯的。

　　

　　使用ftok函数内部实现是调用了stat函数，然后进行如下行为（典型实现，不是强制要求，一定要注意pathname是已存在路径）：

1. pathname所在文件系统信息(stat结构的st_dev)（12位）
2. pathname对应的文件的在本文件系统的索引节点号(stat结构的st_ino)（12位）
3. 低8位是id值（不能为0（8位）

      　　

　　 System V IPC不保证当不同路径时Keys是不一样的,id值绝对不能0（所以很多实现都把id值为0的键值定义为IPC_PRIVATE）。

ipc_perm Structure

       System V IPC中，由kernel维持一个IPC的信息结构，就像文件信息结构一样：（注意这个结构和书上的有点出入）

struct ipc_perm
{
    __key_t __key;          /* Key.  */
    __uid_t uid;            /* Owner's user ID.  */
    __gid_t gid;            /* Owner's group ID.  */
    __uid_t cuid;           /* Creator's user ID.  */
    __gid_t cgid;           /* Creator's group ID.  */
    unsigned short int mode;        /* Read/write permission.  */
    unsigned short int __pad1;
    unsigned short int __seq;       /* Sequence number.  */
    unsigned short int __pad2;
    __syscall_ulong_t __glibc_reserved1;
    __syscall_ulong_t __glibc_reserved2;
};

       System IPC V的两个标志位（IPC_CREAT, IPC_EXCL）的用法基本上和Posix的是一样的，注意System IPC V还多了个IPC_PRIVATE的标志位，这个标志位就是专门用来创建独立的IPC通道的（没有一种pathname和id的组合能创建IPC_PRIVATE）。

IPC权限

       事实上System V IPC的权限是由上面的所说的IPC_CREAT, IPC_EXCL和IPC_PRIVATE加上读写权限组成的，读写权限由系统定义的6个宏决定MSG_R, MSG_W, SEM_R, SEM_A, SHM_R, SHM_W共同组成的，具体怎么组成看下表：

       注意ipc_perm Structure的cuid、 uid创建IPC时会被设置为调用者的user id，cgid、 gid会被设置为调用者的组group id，唯一区别就是creator的ids是不允许被改变的，但是owner的ids是可以通过ctlXXX指令来改变的（ctLXXX指令对应于三种不同的IPC有着三个不同的函数，这三个函数不使用文件模式的掩码修改权限，而是设置为对应函数指定的准确的值）

       每当一个进程访问某个IPC对象时，IPC就执行两级检查，该IPC对象被打开（调用getXXX函数）执行一次，以后每次使用该对象时执行一次：

1. 当每一个进程以某个getXXX函数建立访问某个已经存在的IPC对象的通道时，IPC就执行一次初始检查。验证调用者的oflag参数有没有指定不在该对象ipc_perm结构mode成员中的任何访问位。任何调用进程创建一个IPC时，如果其所指定的oflag对应权限位被禁止，该函数将会返回一个错误。但是其实这种测试是没用的，因为它假定调用者知道自己的权限范畴（用户，组成员或者其他用户），调用进程只用把oflag指定为0就可以绕过这个检查。
2. 每次调用IPC的权限测试和Posix的权限检查方式一样。

　　

identifier Reuse标识符重用

       ipc_perm结构还有一个名为seq的变量，它是一个槽位使用情况序列号，该该变量是一个由内核为系统中每个潜在的IPC对象维护的计数器，每当删除一个IPC对象时，内核就递增相应的槽位号，如果溢出则循环为0（注意这只是普通的SVR4实现，Unix98没有强制使用这个技巧，比如我在Ubuntu 16里面就没有这样的实现）。 
       为了防止恶意进程乱读取System V IPC来截获信息，IPC标识符的可能值被设计的非常大，当一个IPC表项被访问时，获取到的IPC值将增加一个IPC表项数，下面以一个进程为例：

int i, msqid;
for (i = 0; i < 10;i++)
{
    msqid = msgget((key_t)IPC_PRIVATE, SVMSG_MODE | IPC_CREAT);
    printf("msgid = %d
",msqid);
    msgctl(msqid, IPC_RMID, NULL);
}
return 0;

　　输出：

　　

ipcs and ipcrm Programs

       由于System V IPC的三种类型不是以文件系统中的路径名标识的，所以标准的ls和rm程序无法看到他们，也没办法删除，不过任何实现了System V IPC的系统都提供了两个特殊的程序，ipcs和ipcrm，ipcs输出有关System V IPC特性的各种信息，ipcrm删除一个System V 消息队列，信号量或者共享内存区。

Kernel Limits

       System V IPC的多数实现有内在的内核限制，比如最大数目等，这些限制往往很小，但是还是可以修改的。