异步/等待原则和执行顺序分析
之前写了篇文章《这一次,彻底理解Promise原理》,剖析了Promise的相关原理。我们都知道,Promise解决了回调地狱的问题,但是如果遇到复杂的业务,代码里面会包含大量的 then 函数,使得代码依然不是太容易阅读。
基于这个原因,ES7 引入了 async/await,这是 JavaScript 异步编程的一个重大改进,提供了在不阻塞主线程的情况下使用同步代码实现异步访问资源的能力,并且使得代码逻辑更加清晰,而且还支持 try-catch 来捕获异常,非常符合人的线性思维。
所以,要研究一下如何实现 async/await。总的来说,async 是Generator函数的语法糖,并对Generator函数进行了改进。
Generator函数简介
Generator 函数是一个状态机,封装了多个内部状态。执行 Generator 函数会返回一个遍历器对象,可以依次遍历 Generator 函数内部的每一个状态,但是只有调用next
方法才会遍历下一个内部状态,所以其实提供了一种可以暂停执行的函数。yield
表达式就是暂停标志。
有这样一段代码:
function* helloWorldGenerator() {
yield 'hello';
yield 'world';
return 'ending';
}
var hw = helloWorldGenerator();
调用及运行结果:
hw.next()// { value: 'hello', done: false }
hw.next()// { value: 'world', done: false }
hw.next()// { value: 'ending', done: true }
hw.next()// { value: undefined, done: true }
由结果可以看出,Generator函数
被调用时并不会执行,只有当调用next方法
、内部指针指向该语句时才会执行,即函数可以暂停,也可以恢复执行
。每次调用遍历器对象的next方法,就会返回一个有着value
和done
两个属性的对象。value
属性表示当前的内部状态的值,是yield表达式后面那个表达式的值;done
属性是一个布尔值,表示是否遍历结束。
Generator函数暂停恢复执行原理
要搞懂函数为何能暂停和恢复,那你首先要了解协程的概念。
一个线程(或函数)执行到一半,可以暂停执行,将执行权交给另一个线程(或函数),等到稍后收回执行权的时候,再恢复执行。这种可以并行执行、交换执行权的线程(或函数),就称为协程。
协程是一种比线程更加轻量级的存在。普通线程是抢先式的,会争夺cpu资源,而协程是合作的,可以把协程看成是跑在线程上的任务,一个线程上可以存在多个协程,但是在线程上同时只能执行一个协程。它的运行流程大致如下:
- 协程
A
开始执行 - 协程
A
执行到某个阶段,进入暂停,执行权转移到协程B
- 协程
B
执行完成或暂停,将执行权交还A
- 协程
A
恢复执行
协程遇到yield命令
就暂停,等到执行权返回,再从暂停的地方继续往后执行。它的最大优点,就是代码的写法非常像同步操作,如果去除yield命令,简直一模一样。
执行器
通常,我们把执行生成器的代码封装成一个函数,并把这个执行生成器代码的函数称为执行器,co 模块
就是一个著名的执行器。
Generator 是一个异步操作的容器。它的自动执行需要一种机制,当异步操作有了结果,能够自动交回执行权。两种方法可以做到这一点:
- 回调函数。将异步操作包装成 Thunk 函数,在回调函数里面交回执行权。
- Promise 对象。将异步操作包装成 Promise 对象,用then方法交回执行权。
一个基于 Promise 对象的简单自动执行器:
function run(gen){
var g = gen();
function next(data){
var result = g.next(data);
if (result.done) return result.value;
result.value.then(function(data){
next(data);
});
}
next();
}
我们使用时,可以这样使用即可,
function* foo() {
let response1 = yield fetch('https://xxx') //返回promise对象
console.log('response1')
console.log(response1)
let response2 = yield fetch('https://xxx') //返回promise对象
console.log('response2')
console.log(response2)
}
run(foo);
上面代码中,只要 Generator 函数还没执行到最后一步,next函数就调用自身,以此实现自动执行。通过使用生成器配合执行器,就能实现使用同步的方式写出异步代码了,这样也大大加强了代码的可读性。
async/await
ES7 中引入了 async/await,这种方式能够彻底告别执行器和生成器,实现更加直观简洁的代码。根据 MDN 定义,async 是一个通过异步执行并隐式返回 Promise 作为结果的函数。可以说async 是Generator函数的语法糖,并对Generator函数进行了改进。
前文中的代码,用async
实现是这样:
const foo = async () => {
let response1 = await fetch('https://xxx')
console.log('response1')
console.log(response1)
let response2 = await fetch('https://xxx')
console.log('response2')
console.log(response2)
}
一比较就会发现,async函数就是将 Generator 函数的星号(*)替换成async,将yield替换成await,仅此而已。
async函数对 Generator 函数的改进,体现在以下四点:
-
内置执行器
。Generator 函数的执行必须依靠执行器,而 async 函数自带执行器,无需手动执行 next() 方法。 -
更好的语义
。async和await,比起星号和yield,语义更清楚了。async表示函数里有异步操作,await表示紧跟在后面的表达式需要等待结果。 -
更广的适用性
。co模块约定,yield命令后面只能是 Thunk 函数或 Promise 对象,而async函数的await命令后面,可以是 Promise 对象和原始类型的值(数值、字符串和布尔值,但这时会自动转成立即 resolved 的 Promise 对象)。 -
返回值是 Promise
。async 函数返回值是 Promise 对象,比 Generator 函数返回的 Iterator 对象方便,可以直接使用 then() 方法进行调用。
这里的重点是自带了执行器,相当于把我们要额外做的(写执行器/依赖co模块)都封装了在内部。比如:
async function fn(args) {
// ...
}
等同于:
function fn(args) {
return spawn(function* () {
// ...
});
}
function spawn(genF) { //spawn函数就是自动执行器,跟简单版的思路是一样的,多了Promise和容错处理
return new Promise(function(resolve, reject) {
const gen = genF();
function step(nextF) {
let next;
try {
next = nextF();
} catch(e) {
return reject(e);
}
if(next.done) {
return resolve(next.value);
}
Promise.resolve(next.value).then(function(v) {
step(function() { return gen.next(v); });
}, function(e) {
step(function() { return gen.throw(e); });
});
}
step(function() { return gen.next(undefined); });
});
}
async/await执行顺序分析
通过上面的分析,我们知道async
隐式返回 Promise 作为结果的函数,那么可以简单理解为,await后面的函数执行完毕时,await会产生一个微任务(Promise.then是微任务)。但是我们要注意这个微任务产生的时机,它是执行完await之后,直接跳出async函数,执行其他代码。其他代码执行完毕后,再回到async函数去执行剩下的代码,然后把await后面的代码注册到微任务队列当中。我们来看个例子:
console.log('script start')
async function async1() {
await async2()
console.log('async1 end')
}
async function async2() {
console.log('async2 end')
}
async1()
setTimeout(function() {
console.log('setTimeout')
}, 0)
new Promise(resolve => {
console.log('Promise')
resolve()
})
.then(function() {
console.log('promise1')
})
.then(function() {
console.log('promise2')
})
console.log('script end')
// script start => async2 end => Promise => script end => promise1 => promise2 => async1 end => setTimeout
分析这段代码:
- 执行代码,输出
script start
。 - 执行async1(),会调用async2(),然后输出
async2 end
,此时将会保留async1函数的上下文,然后跳出async1函数。 - 遇到setTimeout,产生一个宏任务
- 执行Promise,输出
Promise
。遇到then,产生第一个微任务 - 继续执行代码,输出
script end
- 代码逻辑执行完毕(当前宏任务执行完毕),开始执行当前宏任务产生的微任务队列,输出
promise1
,该微任务遇到then,产生一个新的微任务 - 执行产生的微任务,输出
promise2
,当前微任务队列执行完毕。执行权回到async1 - 执行await,实际上会产生一个promise返回,即
let promise_ = new Promise((resolve,reject){ resolve(undefined)})
执行完成,执行await后面的语句,输出async1 end
- 最后,执行下一个宏任务,即执行setTimeout,输出
setTimeout
参考资料
- 极客时间《浏览器工作原理与实践》
- http://es6.ruanyifeng.com/?search=…&x=0&y=0#docs/async
- https://juejin.im/post/5d401ce4e51d4561d106cb63
推荐阅读
我的公众号能带来什么价值?(文末有送书规则,一定要看)
每个前端工程师都应该了解的图片知识(长文建议收藏)
为什么现在面试总是面试造火箭?
「一个有温度的前端号」
推荐阅读
-
异步/等待原则和执行顺序分析
-
epoll简介及触发模式(accept、read、send)-epoll的简单介绍 epoll在LT和ET模式下的读写方式 一、epoll的接口非常简单,一共就三个函数:1. int epoll_create(int size);创建一个epoll的句柄,size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不同于select中的第一个参数,给出最大监听的fd+1的值。需要注意的是,当创建好epoll句柄后,它就是会占用一个fd值,在linux下如果查看/proc/进程id/fd/,是能够看到这个fd的,所以在使用完epoll后,必须调用close关闭,否则可能导致fd被耗尽。2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);epoll的事件注册函数,它不同与select是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件,而是在这里先注册要监听的事件类型。第一个参数是epoll_create的返回值,第二个参数表示动作,用三个宏来表示:EPOLL_CTL_ADD:注册新的fd到epfd中;EPOLL_CTL_MOD:修改已经注册的fd的监听事件;EPOLL_CTL_DEL:从epfd中删除一个fd;第三个参数是需要监听的fd,第四个参数是告诉内核需要监听什么事,struct epoll_event结构如下:struct epoll_event { __uint32_t events; /* Epoll events */ epoll_data_t data; /* User data variable */};events可以是以下几个宏的集合:EPOLLIN :表示对应的文件描述符可以读(包括对端SOCKET正常关闭); EPOLLIN事件:EPOLLIN事件则只有当对端有数据写入时才会触发,所以触发一次后需要不断读取所有数据直到读完EAGAIN为止。否则剩下的数据只有在下次对端有写入时才能一起取出来了。现在明白为什么说epoll必须要求异步socket了吧?如果同步socket,而且要求读完所有数据,那么最终就会在堵死在阻塞里。 EPOLLOUT:表示对应的文件描述符可以写; EPOLLOUT事件:EPOLLOUT事件只有在连接时触发一次,表示可写,其他时候想要触发,那要先准备好下面条件:1.某次write,写满了发送缓冲区,返回错误码为EAGAIN。2.对端读取了一些数据,又重新可写了,此时会触发EPOLLOUT。简单地说:EPOLLOUT事件只有在不可写到可写的转变时刻,才会触发一次,所以叫边缘触发,这叫法没错的!其实,如果真的想强制触发一次,也是有办法的,直接调用epoll_ctl重新设置一下event就可以了,event跟原来的设置一模一样都行(但必须包含EPOLLOUT),关键是重新设置,就会马上触发一次EPOLLOUT事件。1. 缓冲区由满变空.2.同时注册EPOLLIN | EPOLLOUT事件,也会触发一次EPOLLOUT事件这个两个也会触发EPOLLOUT事件 EPOLLPRI:表示对应的文件描述符有紧急的数据可读(这里应该表示有带外数据到来);EPOLLERR:表示对应的文件描述符发生错误;EPOLLHUP:表示对应的文件描述符被挂断;EPOLLET: 将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式,这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。EPOLLONESHOT:只监听一次事件,当监听完这次事件之后,如果还需要继续监听这个socket的话,需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);等待事件的产生,类似于select调用。参数events用来从内核得到事件的集合,maxevents告之内核这个events有多大,这个maxevents的值不能大于创建epoll_create时的size,参数timeout是超时时间(毫秒,0会立即返回,-1将不确定,也有说法说是永久阻塞)。该函数返回需要处理的事件数目,如返回0表示已超时。-------------------------------------------------------------------------------------------- 从man手册中,得到ET和LT的具体描述如下EPOLL事件有两种模型:Edge Triggered (ET)Level Triggered (LT)假如有这样一个例子:1. 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据3. 调用epoll_wait(2),并且它会返回RFD,说明它已经准备好读取操作4. 然后我们读取了1KB的数据5. 调用epoll_wait(2)......Edge Triggered 工作模式:如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志,那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起,因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内,而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候,调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中,会有一个事件产生在RFD句柄上,因为在第2步执行了一个写操作,然后,事件将会在第3步被销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据,因此我们在第5步调用 epoll_wait(2)完成后,是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候,必须使用非阻塞套接口,以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口,在后面会介绍避免可能的缺陷。 i 基于非阻塞文件句柄 ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起,等待。但这并不是说每次read时都需要循环读,直到读到产生一个EAGAIN才认为此次事件处理完成,当read返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时,就可以确定此时缓冲中已没有数据了,也就可以认为此事读事件已处理完成。Level Triggered 工作模式相反的,以LT方式调用epoll接口的时候,它就相当于一个速度比较快的poll(2),并且无论后面的数据是否被使用,因此他们具有同样的职能。因为即使使用ET模式的epoll,在收到多个chunk的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者可以设定EPOLLONESHOT标志,在 epoll_wait(2)收到事件后epoll会与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。因此当EPOLLONESHOT设定后,使用带有 EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须作的事情。然后详细解释ET, LT:LT(level triggered)是缺省的工作方式,并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中,内核告诉你一个文件描述符是否就绪了,然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作,内核还是会继续通知你的,所以,这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表.ET(edge-triggered)是高速工作方式,只支持no-block socket。在这种模式下,当描述符从未就绪变为就绪时,内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪,并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知,直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如,你在发送,接收或者接收请求,或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误)。但是请注意,如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪),内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中,ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认(这句话不理解)。在许多测试中我们会看到如果没有大量的idle -connection或者dead-connection,epoll的效率并不会比select/poll高很多,但是当我们遇到大量的idle- connection(例如WAN环境中存在大量的慢速连接),就会发现epoll的效率大大高于select/poll。(未测试)另外,当使用epoll的ET模型来工作时,当产生了一个EPOLLIN事件后,读数据的时候需要考虑的是当recv返回的大小如果等于请求的大小,那么很有可能是缓冲区还有数据未读完,也意味着该次事件还没有处理完,所以还需要再次读取: 这里只是说明思路(参考《UNIX网络编程》) while(rs) {buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);if(buflen < 0){// 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读// 在这里就当作是该次事件已处理处.if(errno == EAGAIN)break; else return; }else if(buflen == 0) { // 这里表示对端的socket已正常关闭. } if(buflen == sizeof(buf) rs = 1; // 需要再次读取 else rs = 0; } 还有,假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发,当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据.所以,需要封装socket_send的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回,返回-1表示出错。在socket_send内部,当写缓冲已满(send返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试.这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send内部,但暂没有更好的办法. ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen) { ssize_t tmp; size_t total = buflen; const char *p = buffer; while(1) { tmp = send(sockfd, p, total, 0); if(tmp < 0) { // 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1. if(errno == EINTR) return -1; // 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满, // 在这里做延时后再重试. if(errno == EAGAIN) { usleep(1000); continue; } return -1; } if((size_t)tmp == total) return buflen; total -= tmp; p += tmp; } return tmp; } 二、epoll在LT和ET模式下的读写方式 在一个非阻塞的socket上调用read/write函数, 返回EAGAIN或者EWOULDBLOCK(注: EAGAIN就是EWOULDBLOCK) 从字面上看, 意思是: * EAGAIN: 再试一次 * EWOULDBLOCK: 如果这是一个阻塞socket, 操作将被block * perror输出: Resource temporarily unavailable 总结: 这个错误表示资源暂时不够, 可能read时, 读缓冲区没有数据, 或者, write时,写缓冲区满了 。 遇到这种情况, 如果是阻塞socket, read/write就要阻塞掉。 而如果是非阻塞socket, read/write立即返回-1, 同 时errno设置为EAGAIN. 所以, 对于阻塞socket, read/write返回-1代表网络出错了. 但对于非阻塞socket, read/write返回-1不一定网络真的出错了. 可能是Resource temporarily unavailable. 这时你应该再试, 直到Resource available. 综上, 对于non-blocking的socket, 正确的读写操作为: 读: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续读 写: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续写 对于select和epoll的LT模式, 这种读写方式是没有问题的. 但对于epoll的ET模式, 这种方式还有漏洞. epoll的两种模式 LT 和 ET
-
紧急模式问题处理 - 图 1 紧急模式 根本原因分析 应急模式提供了尽可能小的环境,即使无法进入应急模式,也可以在其中修复系统。在应急模式下,系统只安装根文件系统供读取,不尝试安装任何其他本地文件系统,不激活网络接口,只启动一些基本服务。 进入应急模式的原因通常是 /etc/fstab 文件中存在错误,导致文件系统挂载失败。 文件系统中存在错误,导致。 约束和限制 本节适用于 Linux 操作系统紧急模式。程序涉及修复文件系统。修复文件系统有丢失数据的风险,因此请先备份数据,然后再执行修复操作。 处理方法 输入根密码,然后进入修复模式。 在应急模式下,根分区以只读模式挂载。要修改根目录中的文件,需要执行以下命令以读写模式重新挂载根分区。# mount -o rw,remount / 请执行以下命令首先检查 fstab 文件是否有误,然后尝试挂载所有未挂载的文件系统。# mount -a 如果挂载点不存在,请创建一个挂载点。 如果不存在此类设备,请注释或删除挂载行。 如果指定了不正确的挂载选项,请将挂载参数更改为正确的参数。 如果没有发生错误,但出现 UNEXPECTED INCONSISTENCY;RUN fsck MANUALLY 消息(通常是由文件系统错误引起的),请跳至第 7 步。 执行以下命令打开 /etc/fstab 以修改相应的错误。# vi /etc/fstab /etc/fstab 文件包含以下字段,以空格分隔:[文件系统] [dir] [type] [options] [dump] [fsck] 表 1 /etc/fstab 参数 说明 参数 说明 [文件系统] 要挂载的分区或存储设备。 文件系统]列建议以 UUID 的形式写入。执行 blkid 命令可查询设备文件系统 UUID。 参考格式如下: # <device> <dir> <type> <options> <dump> <fsck>; UUID=b411dc99-f0a0-4c87-9e05-184977be8539 /home ext4 defaults 0 2 使用 UUID 的好处是,它们与磁盘顺序无关。如果你在 BIOS 中更改了存储设备的顺序,或重新插入了存储设备,或者因为某些 BIOS 可能会随机更改存储设备的顺序,那么使用 UUID 会更有效率。 [文件系统] 文件系统]的挂载位置。 类型 挂载设备或分区的文件系统类型,支持多种不同的文件系统:ext2、ext3、ext4、reiserfs、xfs、jfs、smbfs、iso9660、vfat、ntfs、swap 和 auto。 设置为自动类型后,挂载命令会猜测所使用的文件系统类型,这对 CDROM 和 DVD 等移动设备非常有用。 选项 挂载时要使用的参数,有些参数是特定文件系统特有的。例如,默认值参数使用文件系统的默认挂载参数,ext4 的默认参数为:rw、suid、dev、exec、auto、nouser、async。 有关更多参数,请执行以下命令查看 man 手册:# man mount
-
windows下进程间通信的(13种方法)-摘 要 本文讨论了进程间通信与应用程序间通信的含义及相应的实现技术,并对这些技术的原理、特性等进行了深入的分析和比较。 ---- 关键词 信号 管道 消息队列 共享存储段 信号灯 远程过程调用 Socket套接字 MQSeries 1 引言 ---- 进程间通信的主要目的是实现同一计算机系统内部的相互协作的进程之间的数据共享与信息交换,由于这些进程处于同一软件和硬件环境下,利用操作系统提供的的编程接口,用户可以方便地在程序中实现这种通信;应用程序间通信的主要目的是实现不同计算机系统中的相互协作的应用程序之间的数据共享与信息交换,由于应用程序分别运行在不同计算机系统中,它们之间要通过网络之间的协议才能实现数据共享与信息交换。进程间通信和应用程序间通信及相应的实现技术有许多相同之处,也各有自己的特色。即使是同一类型的通信也有多种的实现方法,以适应不同情况的需要。 ---- 为了充分认识和掌握这两种通信及相应的实现技术,本文将就以下几个方面对这两种通信进行深入的讨论:问题的由来、解决问题的策略和方法、每种方法的工作原理和实现、每种实现方法的特点和适用的范围等。 2 进程间的通信及其实现技术 ---- 用户提交给计算机的任务最终都是通过一个个的进程来完成的。在一组并发进程中的任何两个进程之间,如果都不存在公共变量,则称该组进程为不相交的。在不相交的进程组中,每个进程都独立于其它进程,它的运行环境与顺序程序一样,而且它的运行环境也不为别的进程所改变。运行的结果是确定的,不会发生与时间相关的错误。 ---- 但是,在实际中,并发进程的各个进程之间并不是完全互相独立的,它们之间往往存在着相互制约的关系。进程之间的相互制约关系表现为两种方式: ---- (1) 间接相互制约:共享CPU ---- (2) 直接相互制约:竞争和协作 ---- 竞争——进程对共享资源的竞争。为保证进程互斥地访问共享资源,各进程必须互斥地进入各自的临界段。 ---- 协作——进程之间交换数据。为完成一个共同任务而同时运行的一组进程称为同组进程,它们之间必须交换数据,以达到协作完成任务的目的,交换数据可以通知对方可以做某事或者委托对方做某事。 ---- 共享CPU问题由操作系统的进程调度来实现,进程间的竞争和协作由进程间的通信来完成。进程间的通信一般由操作系统提供编程接口,由程序员在程序中实现。UNIX在这个方面可以说最具特色,它提供了一整套进程间的数据共享与信息交换的处理方法——进程通信机制(IPC)。因此,我们就以UNIX为例来分析进程间通信的各种实现技术。 ---- 在UNIX中,文件(File)、信号(Signal)、无名管道(Unnamed Pipes)、有名管道(FIFOs)是传统IPC功能;新的IPC功能包括消息队列(Message queues)、共享存储段(Shared memory segment)和信号灯(Semapores)。 ---- (1) 信号 ---- 信号机制是UNIX为进程中断处理而设置的。它只是一组预定义的值,因此不能用于信息交换,仅用于进程中断控制。例如在发生浮点错、非法内存访问、执行无效指令、某些按键(如ctrl-c、del等)等都会产生一个信号,操作系统就会调用有关的系统调用或用户定义的处理过程来处理。 ---- 信号处理的系统调用是signal,调用形式是: ---- signal(signalno,action) ---- 其中,signalno是规定信号编号的值,action指明当特定的信号发生时所执行的动作。 ---- (2) 无名管道和有名管道 ---- 无名管道实际上是内存中的一个临时存储区,它由系统安全控制,并且独立于创建它的进程的内存区。管道对数据采用先进先出方式管理,并严格按顺序操作,例如不能对管道进行搜索,管道中的信息只能读一次。 ---- 无名管道只能用于两个相互协作的进程之间的通信,并且访问无名管道的进程必须有共同的祖先。 ---- 系统提供了许多标准管道库函数,如: pipe——打开一个可以读写的管道; close——关闭相应的管道; read——从管道中读取字符; write——向管道中写入字符; ---- 有名管道的操作和无名管道类似,不同的地方在于使用有名管道的进程不需要具有共同的祖先,其它进程,只要知道该管道的名字,就可以访问它。管道非常适合进程之间快速交换信息。 ---- (3) 消息队列(MQ) ---- 消息队列是内存中独立于生成它的进程的一段存储区,一旦创建消息队列,任何进程,只要具有正确的的访问权限,都可以访问消息队列,消息队列非常适合于在进程间交换短信息。 ---- 消息队列的每条消息由类型编号来分类,这样接收进程可以选择读取特定的消息类型——这一点与管道不同。消息队列在创建后将一直存在,直到使用msgctl系统调用或iqcrm -q命令删除它为止。 ---- 系统提供了许多有关创建、使用和管理消息队列的系统调用,如: ---- int msgget(key,flag)——创建一个具有flag权限的MQ及其相应的结构,并返回一个唯一的正整数msqid(MQ的标识符); ---- int msgsnd(msqid,msgp,msgsz,msgtyp,flag)——向队列中发送信息; ---- int msgrcv(msqid,cmd,buf)——从队列中接收信息; ---- int msgctl(msqid,cmd,buf)——对MQ的控制操作; ---- (4) 共享存储段(SM) ---- 共享存储段是主存的一部分,它由一个或多个独立的进程共享。各进程的数据段与共享存储段相关联,对每个进程来说,共享存储段有不同的虚拟地址。系统提供的有关SM的系统调用有: ---- int shmget(key,size,flag)——创建大小为size的SM段,其相应的数据结构名为key,并返回共享内存区的标识符shmid; ---- char shmat(shmid,address,flag)——将当前进程数据段的地址赋给shmget所返回的名为shmid的SM段; ---- int shmdr(address)——从进程地址空间删除SM段; ---- int shmctl (shmid,cmd,buf)——对SM的控制操作; ---- SM的大小只受主存限制,SM段的访问及进程间的信息交换可以通过同步读写来完成。同步通常由信号灯来实现。SM非常适合进程之间大量数据的共享。 ---- (5) 信号灯 ---- 在UNIX中,信号灯是一组进程共享的数据结构,当几个进程竞争同一资源时(文件、共享内存或消息队列等),它们的操作便由信号灯来同步,以防止互相干扰。 ---- 信号灯保证了某一时刻只有一个进程访问某一临界资源,所有请求该资源的其它进程都将被挂起,一旦该资源得到释放,系统才允许其它进程访问该资源。信号灯通常配对使用,以便实现资源的加锁和解锁。 ---- 进程间通信的实现技术的特点是:操作系统提供实现机制和编程接口,由用户在程序中实现,保证进程间可以进行快速的信息交换和大量数据的共享。但是,上述方式主要适合在同一台计算机系统内部的进程之间的通信。 3 应用程序间的通信及其实现技术 ---- 同进程之间的相互制约一样,不同的应用程序之间也存在竞争和协作的关系。UNIX操作系统也提供一些可用于应用程序之间实现数据共享与信息交换的编程接口,程序员可以通过自己编程来实现。如远程过程调用和基于TCP/IP协议的套接字(Socket)编程。但是,相对普通程序员来说,它们涉及的技术比较深,编程也比较复杂,实现起来困难较大。 ---- 于是,一种新的技术应运而生——通过将有关通信的细节完全掩盖在某个独立软件内部,即底层的通讯工作和相应的维护管理工作由该软件内部来实现,用户只需要将通信任务提交给该软件去完成,而不必理会它的具体工作过程——这就是所谓的中间件技术。 ---- 我们在这里分别讨论这三种常用的应用程序间通信的实现技术——远程过程调用、会话编程技术和MQSeries消息队列技术。其中远程过程调用和会话编程属于比较低级的方式,程序员参与的程度较深,而MQSeries消息队列则属于比较高级的方式,即中间件方式,程序员参与的程度较浅。 ---- 4.1 远程过程调用(RPC)