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管道的回顾
进程是具有独立性的—>进程通信的成本比较高—>必须先解决一个问题—>要让不同的进程看到同一份资源(内存文件，内存，队列)【一定是需要OS提供的】----> pipe的本质：是通过子进程继承父进程资源的特性，达到一个目的让不同的进程看到同一份资源
我们通常标识一个文件：路径+文件名（具有唯一性）
命名管道
为了解决匿名管道只能在父子通信，我们就引入了命名管道
命名管道可以在命令行里面弄，也可以在程序里面弄
命令行
mkfifo filename
创建管道文件
测试
：我们虽然在是同一个文件，但是在不同的进程当中
一个进程中的数据通过管道文件传递到另一个进程
代码中的使用
失败返回-1
在进程中创建一个命名管道文件，他的权限要和掩码进行按位&，我们标准情况下的掩码都是002
- umask（0）
可以将掩码设置成0
我们发现一方发的信息直接就被另一方给收到了
因为命名管道是基于字节流的，所以实际上信息传递的时候，是需要通信双方定制”协议“的，到网络的时候就可以了解 了，今天我们就单纯的进行字符串通信即可
进程间通信的目的：一个进程去控制另一个进程
命名管道的数据不会刷新到磁盘，为了效率
命名管道为什么一定要有名字
为了保证不同进程看到同一个文件（通过文件名来操作）所以命名管道
而匿名管道是通过父子进程的方式，看到同一份资源，所以就不需要名字，来标识同一个资源
client.c
#include"head.h"
int main()
{
//因为fifo已经创建好了，所以我们不用再创建，直接用就行了
int fd=open(MY_FIFO,O_WRONLY);
//把文件打开
if(fd<0)
{
perror("open");
return 2;
}
//业务逻辑，我们再这里进行写入
while(1)
{
printf("请输入： ");//因为没有+\n,为了避免缓冲区的问题
fflush(stdout);//刷新一下缓冲区
char buffer[64]={0};
ssize_t s=read(0,buffer,sizeof(buffer));//我们要处理掉最后的回车键
//我们从命令行中获取输入，输入到buffer里面
if(s>0)
{
buffer[s]=0;//把最后的\0给吃掉
buffer[s-1]=0;
printf("%s\n",buffer);//读一条就发一下文件里面的内容
write(fd,buffer,strlen(buffer));//传给server
}
}
close(fd);
return 0;
}
server.c
#include"head.h"
int main()
{
umask(0);//把掩码设置为1
if(mkfifo(MY_FIFO,0666)<0)
{
perror("mkfifo");
return 2;
}
//对于管道文件，我们只需要进行文件操作即可
int fd=open(MY_FIFO,O_RDONLY,0666);
//我们让他执行读操作
if(fd<0)
{
perror("open");
return 1;
}
//执行业务逻辑
while(1)
{
char buffer[64]={0};
//我们每个5秒才从缓冲区里面读进来
sleep(5);
ssize_t s=read(fd,buffer,sizeof(buffer));//我们对fd文件进行读取,client通过管道对fd这个文件进行写入，我们在通过这个进行读取
if(s>0)
{
//读取结束了，buffer里面就是我们需要的字符串,我们用client去控制server让他去进行操作
if(strcmp(buffer,"show")==0)
{
if(fork()==0)
{
//子进程
execlp("ls","ls","-a",NULL);//程序替换
exit(1);//如果执行失败我们就可以把退出码设置为1
}
waitpid(-1,NULL,0);//父进程执行等待
}
if(strcmp(buffer,"sl")==0)
{
if(fork()==0)
{
//子进程
execlp("sl","sl",NULL);//程序替换
exit(1);//如果执行失败我们就可以把退出码设置为1
}
waitpid(-1,NULL,0);//父进程执行等待
}
buffer[s]=0;
printf("client# %s\n",buffer);
}
else if(s==0)//我们发现client的结束的时候，文件读写结束了，就会被不断的刷屏了
{
printf("client quit....\n");
}
else
{
perror("read");
break;
}
}
close(fd);
return 0;
}
System V标准进行通信方式
在OS层面上，专门为进程间通信设计的一个方案，要不要给用户用，以什么方式给用户用？
肯定要给用户用，
OS不相信任何用户，给用户提供功能的时候，采用系统调用！
System V进程间通信，一定会存在专门原来通信的接口（system call）
所以就需要有个人组织机构来定制标准,就要有人来定制标准，在同一主机上的通信方案： system V
system V
- 共享内存
- 消息队列
- 信号量
共享内存
准备工作：
- OS 内存可不可能存在多个进程，同时使用不同的共享内存来通信？？
可能—> 共享内存在系统中你可能有多份！—》操作系统也要管理这些共享内存，—》如何管理这些共享内存呢？—》先描述再组织(一定要有内核数据结构) - 怎么保证两个或两个以上的进程会看到同一个共享内存，（共享内存一定要有一定的标识唯一的ID），方便让不同的进程就能识别同一个共享内存的资源！！
这个ID在哪里呢，这个id就在描述的结构体里面
shmget
失败返回-1
创建共享内存段
- size：创建这共享内存的大小（我们一般建议是4KB的整数倍），共享内存在内核当中申请的基本单位是页，内存页（4KB）
如果我申请来了4097个字节>4KB,所以内核会向上取整，变成8KB，我们就给你4097，但是操作系统是按照4096*2的方式给你的
- shmflg：标记选项
-
IPC_CREAT:创建一个新的共享内存段，如果单独使用IPC_CREAT,或者flag为0，创建一个共享内存，如果创建的共享内存已经存在，则直接返回当前已经存在的共享内存（不存在则创建，存在就获取一个），（基本不会空手而归）
-
IPC_EXCL:一般不会单独使用的，IPC_CREAT|IPC_EXCL这两个单独使用的才有意义
如果不存在共享内存则创建，如果已经存在了共享内存，则返回出错！（意义在于，如果调用成功，得到的一定是一个最新的，没有被人使用的共享内存！） -
key：为了保证看到的是唯一的标识符，目的是为了让不同的进程来识别的，本质是可以用这标识符让不同的进程看到同一份资源：先让不同的进程看到同一个ID，
用ftok来操作
./server进程执行结束,该进程曾经创建的共享内存没有被释放，
第二次运行的时候发现他说文件已经存在（创建共享内存失败）
system V 的IPC 资源，生命周期是随内核的（只能通过程序员使用命令或者系统调用来释放，或者OS 重启）
于文件不同：文件只要和他相关的进程退出的话，那么这个文件所对应的资源也都全部被释放掉
ipc
ipcs
命令行中可以查看共享内存，消息队列，信号量
ipcs -m//只查看共享内存
ipcrm
把共享空间给删除掉
ipcrm -m shmid
key和shmid
- key:只是用来在系统层面进行标识唯一性的，不能原来管理共享内存
- shmid:是OS 给用户返回的id，用来在用户层对共享内存进行管理
shmid相当于fd，而key相当于文件的地址
命令行是属于用户层：所以肯定是使用shmid
ftok
先调用ftok，获得key值，传给shmget
pathname ：我们自定义的路径名
proj_id：我们自定义的项目id
失败了就返回-1
如我们的路径名“./temp”
项目id：0行66
这数字是什么不重要，只要保证唯一性就可以了
怎么保证不同的进程看到的是同一个共享内存？只要我们形成key的算法+原始数据是一样 的，。形成同一个id
这里的key就是会设置进内核的关于shm的内核中的数据结构中
shmctl
成功返回0，
shmid:就是我们shmget里面创建获得的id
cmd:IPC_RMID，把这段给销毁掉
buf:
struct shmid_ds,共享内存的结构体
shmid也是数组下标
控制共享内存（我们只了解删除）
shmat shmdt
return：成功就返回那个共享空间段的地址（虚拟地址：我们程序员看到的地址都是虚拟地址，不可以看到物理地址），失败的话就返回-1
如malloc，返回的空间也都是虚拟的，相当于平白无故多了一个空间
attach：把我们调用的继承和共享内存关联起来
关联和去关联
- shmid：来表示一个共享内存，
- shmaddr：我们要挂接的时候，我们想要把它挂接到我的地址空间的什么地方去，但是我们一般不关心不清楚，所以我们就直接设置为NULL，就可以了
- shmflag：我们也直接设置为0就可以了
shmdt：去关联，并不是释放共享内存，而是取消当前进程和共享内存的关系，（和页表构建映射关系的页表项删掉）返回值不重要
参数是我们关联后的返回值
struct shmid_ds
shmid_ds:权限，内存段的大小,上一次挂接的时间，上一次取消挂接的时间，创建者的pid，一共有多少个挂接
ipc_perm里面还有很多的uid，，同时还有key，我们可以根据key值找到对应的消息队列
消息队列和这个也是类似的，
- 我们会发现消息队列，信号量，共享内存，的接口类似
- 数据结构的第一个结构类型是完全一样的(struct ipc_perm)
结论：所有的ipc资源都是通过数组组织起来的，
所有的System V 标准的IPC 资源，XXid_ds结构体的第一个成员都是ipc_perm(这个是一样的，)
这些数组可以给我们指向不同的结构体，使用数组的下标
指向一个一个IPC资源的结构体指针
struct ipc_perm* ipc_id_arry[64]
ipc_id_arry[0]=(ipc_perm)&shmid_ds;我们通过强转，
当我们需要使用第一个资源的时候不需要强转，当我们使用其他资源的时候就需要强转
(shmid_ds*)ipc_id_arry[0]->shmid_ds的其他属性
相当于c++的切片功能
信号量
临界资源
所有可以被多个执行流同时访问的资源就是临界资源，
例如:
多进程启动后同时向显示器打印，这个显示器就是所谓的临界资源
而我们在学习进程间通信的时候，管道，共享内存，消息队列等，不同的进程能够同时访问
共享内存是最典型的共享资源
所以凡是进程间通信，必定需要引入可以被多个进程看见的资源（通信需要），这一份资源就变成了临界资源，同时，也引入一个新的问题：临界资源的问题
但是我们在进程中定义一个全局变量，之后fork子进程，但是这个全局变量不是临界资源，因为子进程如果对这个数据进程修改的话，会发生写实拷贝
临界区
进程的代码可以很多的，其中用来访问临界资源的代码叫做临界区
类似显示器：
显示器叫做临界资源，在显示器中printf叫做临界区
原子性
一件事情要么不做，要么就做完，没有中间态，就叫做原子性
非原子性：有中间过程
比如学习，要么啥也不学，要么就考第一名，
//在多进程中，定义了一个全局变量
int cout=100;//
//多进程=父+子
cout--； cout--；//父子都-
父和子对于cout处理不同
这里的cout不是原子的，cout是为了保护临界资源的
每个人想要进入电影院，必须要先看到cout，
cout本身就是也是临界资源的
所以信号本身就是临界资源的，
互斥
在任意时刻只能允许一个执行流进入临界资源，执行他的临界区
sem=1//临界资源只有一份
if(sem>0)
sem--;//进入--
else if(sem<=0)
{
//等待，进入临界区执行
}
sem++;//出去++
只有0和1就叫做2元信号量
什么是信号量
管道，匿名or命名，共享内存，消息队列，都是以传输数据为目的的！
信号量不是以传输数据为目的的！通过共享内存“资源的方式”，来达到多个进程的同步和互斥的目的!
信号量的本质：
是一个计数器，类似 int count :衡量临界资源的中资源的数目的
- 在电影院的某一个放映厅也是一个临界资源！可以被不同的人访问，我们在进去的时候别人也可以进去，
- 并不是我们坐在这个位置上，这个位置才属于我们，在外面买到票的时候，这座位就已经属于我们了，
- 而买票的本质：对临界资源的预定机制
一个放映厅最怕什么？一共有100个座位，卖了110张票，所以最多只能买100张票，---------用信号量来约束这行为
信号量本身一个临界资源
所以信号量的p操作和delete操作就是必须保证是原子的
int count=100;
cout--;//一个人买走了一张票
//愉快的看电影
cout++;//访问电影院的人出去了，
信号量的伪代码
if(cout>0)
cout--;
else
{
//等待
}
cout++;
