[转]进程间通信(一)

[转]进程间通信(一)
2010年06月19日
　　挺好的一篇分析文章，转载一下，作为收藏。
　　＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
　　对于任何一个现代的操作系统，进程间通信都是其系统结构的一个重要组成部分。而说到Windows的进程(线程)间通信，那就要看是在什么意义上说了。因为正如“Windows的跨进程操作”那篇漫谈中所述，在Windows上一个进程甚至可以“打开”另一个进程，并在对方的用户空间分配内存、再把程序或数据拷贝过去，最后还可以在目标进程中创建一个线程、让它为所欲为。显然，这已经不只是进程间的“通信”，而是进程间“操纵”了。但是这毕竟属于另类，我们在这里要谈论的是“正规”的进程间通信。
　　不管是两个甚么样的实体，凡是要通信就得满足一个必要条件，那就是存在双方都可以访问的介质。顾名思义，进程间通信就是在不同进程之间传播或交换信息，那么不同进程之间存在着什么双方都可以访问的介质呢？进程的用户空间是互相独立的，一般而言是不能互相访问的，唯一的例外是共享内存区。但是，系统空间却是“公共场所”，所以内核显然可以提供这样的条件。除此以外，那就是双方都可以访问的外设了。在这个意义上，两个进程当然也可以通过磁盘上的普通文件交换信息，或者通过“注册表”或其它数据库中的某些表项和记录交换信息。广义上这也是进程间通信的手段，但是一般都不把这算作“进程间通信”。因为那些通信手段的效率太低了，而人们对进程间通信的要求是要有一定的实时性。
　　但是，对于实际的应用而言，光有信息传播的实时性往往还不够。不妨以共享内存区(Section)为例来说明这个问题。共享内存区显然可以用作进程间通信的手段，两个进程把同一组物理内存页面分别映射到自己的用户空间，然后一个进程往里面写，另一个进程就可以读到所写入的内容。从信息传播的角度看，这个过程是“即时”的，有着很高的实时性，但是读取者怎么知道写入者已经写入了一些数据呢？要是共享内存区的物理页面能产生中断请求就好了，可是它不能。让读取者轮询、或者定时轮询、那当然也可以，但是效率就降下来了。所以，这里还需要有通信双方行为上的协调、或称进程间的“同步”。注意所谓“同步”并不是说双方应该同时读或同时写，而是让双方的行为得以有序、紧凑地进行。
　　综上所述，一般所说的“进程间通信”其实是狭义的、带限制条件的。总的来说，对于进程间通信有三方面的要求：
　　l 具有不同进程之间传播或交换信息的手段
　　l 进程间传播或交换信息的手段应具有一定程度的实时性
　　l 具有进程间的协调(同步)机制。
　　此外，“进程间通信”一般是指同一台机器上的进程间通信。通过网络或通信链路进行的跨主机的通信一般不归入进程间通信的范畴，虽然这种通信通常也确实是发生于进程之间。不过网络通信往往也可以作用于本机的不同进程之间，这里并没有明确的界线。这样一来范围就广了，所以本文在介绍Windows的进程间通信时以其内核是否专门为具体的机制提供了系统调用为准。这样，例如用于网络通信的Winsock机制是作为设备驱动实现的，内核并没有为此提供专门的系统调用，所以本文就不把它算作进程间通信。
　　先看上面三方面要求的第一项，即同一机器上的不同进程之间传播或交换信息的手段，这无非就是几种可能：
　　l 通过用户空间的共享内存区。
　　l 通过内核中的变量、数据结构、或缓冲区。
　　l 通过外设的存储效应。但是一般所讲操作系统内核的“进程间通信”机制都把这排除在外。
　　由于通过外设进行的进程间通信一般而言实时性不是很好，所以考虑到上述第二方面的要求就把它给排除掉了。
　　再看进程间的同步机制。如前所述，进程间同步的目的是要让通信的双方(或多方) 行为得以有序、紧凑地进行。所以本质上就是双方(或多方)之间的等待(睡眠)/唤醒机制，这就是为什么要在上一篇漫谈中先介绍等待/唤醒机制的原因。注意这里的“等待”意味着主动进入睡眠，一般而言，所谓“进程间同步”就是建立在(主动)睡眠/唤醒机制基础上的同步。不主动进入睡眠的同步也是有的，例如“空转锁(Spinlock)”就是，但是那样太浪费CPU资源了。再说，在单CPU的系统中，如果是在调度禁区中使用Spinlock，还会引起死锁。所以，一般不把Spinlock算作进程间同步手段。在操作系统理论中，“信号量(Semaphore)”是基本的进程间同步机制，别的大都是在此基础上派生出来的。
　　另一方面，进程间同步的实现本身就需要有进程间的信息传递作为基础，例如“唤醒”这个动作就蕴含着信息的传递。所以，进程间同步其实也是进程间通信，只不过是信息量比较小、或者很小的进程间通信。换言之，带有进程间同步的进程间通信，实际上就是先以少量信息的传递使双方的行为得到协调，再在此基础上交换比较大量的信息。如果需要传递的信息量本来就很小，那么这里的第二步也就不需要了。所以，进程间同步就是(特殊的)进程间通信。
　　注意这里所说的进程间通信实际上是线程间通信，特别是分属于不同进程的线程之间的通信。因为在Windows中线程才是运行的实体，而进程不是。但是上述的原理同样适用于同一进程内部的线程间通信。属于同一进程的线程共享同一个用户空间，所以整个用户空间都成了共享内存区。如果两个线程都访问同一个变量或数据结构，那么实际上就构成了线程间通信(或许是在不知不觉间)。这里仍有双方如何同步的问题，但是既然是共享用户空间，就有可能在用户空间构筑这样的同步机制。所以，一般而言，进程间通信需要内核的支持，而同一进程中的线程间通信则也可以在用户空间(例如在DLL中)实现。在下面的叙述中，“进程间通信”和“线程间通信”这两个词常常是混用的，读者应注意领会。
　　Windows内核所支持的进程间通信手段有：
　　l 共享内存区(Section)。
　　l 信号量(Semaphore)。
　　l 互斥门(Mutant)。
　　l 事件(Event)。
　　l 特殊文件“命名管道(Named Pipe)”和“信箱(Mail Slot)”。
　　此外，本地过程调用、即LPC，虽然并非以进程间通信机制的面貌出现，实际上却是建立在进程间通信的基础上，并且本身就是一种独特的进程间通信机制。还有，Windows的Win32K模块提供了一种线程之间的报文传递机制，一般用作“窗口”之间的通信手段，显然也应算作进程间通信，只不过这是由Win32K的“扩充系统调用”支持的，而并非由基本的系统调用所支持。所以，还应增加以下两项。
　　l 端口(Port)和本地过程调用(LPC)。
　　l 报文(Message)。
　　注：“Undocumented Windows 2000 Secrets”书中还列出了另一组用于“通道(Channel)”的系统调用，例如NtOpenChannel()、NtListenChannel()、NtSendWaitReplyChannel()等等，从这些系统调用函数名看来，这应该也是一种进程间通信机制，但是“Windows NT/2000 Native API Reference”书中说这些函数均未实现，调用后只是返回出错代码“STATUS_NOT_IMPLEMENTED”，“Microsoft Windows Internals”书中则并未提及。在ReactOS的代码中也未见实现。
　　下面逐一作些介绍。
　　1． 共享内存区(Section)
　　如前所述，共享内存区是可以用于进程间通信的。但是，离开进程间同步机制，它的效率就不会高，所以共享内存区单独使用并不是一种有效的进程间通信机制。
　　使用的方法是：先以双方约定的名字创建一个Section对象，各自加以打开，再各自将其映射到自己的用户空间，然后就可以通过常规的内存读写(例如通过指针)进行通信了。
　　要通过共享内存区进行通信时，首先要通过NtCreateSection()创建一个共享内存区对象。从程序的结构看，几乎所有对象的创建、即所有形似NtCreateXYZ()的函数的代码都是基本相同的，所以下面列出NtCreateSection()的代码，以后对类似的代码就不再列出了。
　　NTSTATUS STDCALL
　　NtCreateSection (OUT PHANDLE SectionHandle,
　　IN ACCESS_MASK DesiredAccess,
　　IN POBJECT_ATTRIBUTES ObjectAttributes OPTIONAL,
　　IN PLARGE_INTEGER MaximumSize OPTIONAL,
　　IN ULONG SectionPageProtection OPTIONAL,
　　IN ULONG AllocationAttributes,
　　IN HANDLE FileHandle OPTIONAL)
　　{
　　. . . . . .
　　PreviousMode = ExGetPreviousMode();
　　if(MaximumSize != NULL && PreviousMode != KernelMode)
　　{
　　_SEH_TRY
　　{
　　ProbeForRead(MaximumSize,
　　sizeof(LARGE_INTEGER),
　　sizeof(ULONG));
　　/* make a copy on the stack */
　　SafeMaximumSize = *MaximumSize;
　　MaximumSize = &SafeMaximumSize;
　　}
　　_SEH_HANDLE
　　{
　　Status = _SEH_GetExceptionCode();
　　}
　　_SEH_END;
　　if(!NT_SUCCESS(Status))
　　{
　　return Status;
　　}
　　}
　　/*
　　* Check the protection
　　*/
　　if ((SectionPageProtection & PAGE_FLAGS_VALID_FROM_USER_MODE) !=
　　SectionPageProtection)
　　{
　　return(STATUS_INVALID_PAGE_PROTECTION);
　　}
　　Status = MmCreateSection(&SectionObject, DesiredAccess, ObjectAttributes,
　　MaximumSize, SectionPageProtection,
　　AllocationAttributes, FileHandle, NULL);
　　if (NT_SUCCESS(Status))
　　{
　　Status = ObInsertObject ((PVOID)SectionObject, NULL,
　　DesiredAccess, 0, NULL, SectionHandle);
　　ObDereferenceObject(SectionObject);
　　}
　　return Status;
　　}
　　虽然名曰“Create”，实际上却是“创建并打开”，参数SectionHandle就是用来返回打开后的Handle。参数DesiredAccess说明所创建的对象允许什么样的访问，例如读、写等等。ObjectAttributes则说明对象的名称，打开以后是否允许遗传，以及与对象保护有关的特性、例如访问权限等等。这几个参数对于任何对象的创建都一样，而其余几个参数就是专为共享内存区的特殊需要而设的了。其中MaximumSize当然是共享内存区大小的上限，而SectionPageProtection与页面的保护有关。AllocationAttributes通过一些标志位说明共享区的性质和用途，例如可执行映像或数据文件。最后，共享缓冲区往往都是以磁盘文件作为后盾的，为此需要先创建或打开相应的文件，然后把FileHandle作为参数传给NtCreateSection()。不过用于进程间通信的共享内存区是空白页面，其内容并非来自某个文件，所以FileHandle为NULL。
　　显然，创建共享内存区的实质性操作是由MmCreateSection()完成的。对于其它的对象，往往也都有类似的函数。我们看一下MmCreateSection()的代码：
　　

[NtCreateSection() > MmCreateSection()]
　　NTSTATUS STDCALL
　　MmCreateSection (OUT PSECTION_OBJECT * SectionObject,
　　IN ACCESS_MASK DesiredAccess,
　　IN POBJECT_ATTRIBUTES ObjectAttributes OPTIONAL,
　　IN PLARGE_INTEGER MaximumSize,
　　IN ULONG SectionPageProtection,
　　IN ULONG AllocationAttributes,
　　IN HANDLE FileHandle OPTIONAL,
　　IN PFILE_OBJECT File OPTIONAL)
　　{
　　if (AllocationAttributes & SEC_IMAGE)
　　{
　　return(MmCreateImageSection(SectionObject, DesiredAccess, ObjectAttributes,
　　MaximumSize, SectionPageProtection,
　　AllocationAttributes, FileHandle));
　　}
　　if (FileHandle != NULL)
　　{
　　return(MmCreateDataFileSection(SectionObject, DesiredAccess, ObjectAttributes,
　　MaximumSize, SectionPageProtection,
　　AllocationAttributes, FileHandle));
　　}
　　return(MmCreatePageFileSection(SectionObject, DesiredAccess, ObjectAttributes,
　　MaximumSize, SectionPageProtection, AllocationAttributes));
　　}

　　参数AllocationAttributes中的SEC_IMAGE标志位为1表示共享内存区的内容是可执行映像(因而必需符合可执行映像的头部结构)。而FileHandle为1表示共享内存区的内容来自文件，既然不是可执行映像那就是数据文件了；否则就并非来自文件，那就是用于进程间通信的空白页面了。最后一个参数File的用途不明，似乎并无必要。我们现在关心的是空白页面的共享内存区，具体的对象是由MmCreatePageFileSection()创建的，我们就不往下看了。注意这里还不涉及共享内存区的地址，因为尚未映射。
　　参与通信的双方通过同一个共享内存区进行通信，所以不能各建各的共享内存区，至少有一方需要打开已经创建的共享内存区，这是通过NtOpenSection()完成的：
　　

NTSTATUS STDCALL
　　NtOpenSection(PHANDLE SectionHandle,
　　ACCESS_MASK DesiredAccess,
　　POBJECT_ATTRIBUTES ObjectAttributes)
　　{
　　HANDLE hSection;
　　KPROCESSOR_MODE PreviousMode;
　　NTSTATUS Status = STATUS_SUCCESS;
　　PreviousMode = ExGetPreviousMode();
　　if(PreviousMode != KernelMode)
　　{
　　_SEH_TRY. . . . . . _SEH_END;
　　}
　　Status = ObOpenObjectByName(ObjectAttributes, MmSectionObjectType,
　　NULL, PreviousMode, DesiredAccess,
　　NULL, &hSection);
　　if(NT_SUCCESS(Status))
　　{
　　_SEH_TRY
　　{
　　*SectionHandle = hSection;
　　}
　　_SEH_HANDLE
　　{
　　Status = _SEH_GetExceptionCode();
　　}
　　_SEH_END;
　　}
　　return(Status);
　　}

　　这里实质性的操作是ObOpenObjectByName()，读者想必已经熟悉。
　　双方都打开了一个共享内存区对象以后，就可以各自通过NtMapViewOfSection()将其映射到自己的用户空间。
　　

NTSTATUS STDCALL
　　NtMapViewOfSection(IN HANDLE SectionHandle,
　　IN HANDLE ProcessHandle,
　　IN OUT PVOID* BaseAddress OPTIONAL,
　　IN ULONG ZeroBits OPTIONAL,
　　IN ULONG CommitSize,
　　IN OUT PLARGE_INTEGER SectionOffset OPTIONAL,
　　IN OUT PULONG ViewSize,
　　IN SECTION_INHERIT InheritDisposition,
　　IN ULONG AllocationType OPTIONAL,
　　IN ULONG Protect)
　　{
　　. . . . . .
　　PreviousMode = ExGetPreviousMode();
　　if(PreviousMode != KernelMode)
　　{
　　SafeBaseAddress = NULL;
　　SafeSectionOffset.QuadPart = 0;
　　SafeViewSize = 0;
　　_SEH_TRY. . . . . . _SEH_END;
　　. . . . . .
　　}
　　else
　　{
　　SafeBaseAddress = (BaseAddress != NULL ? *BaseAddress : NULL);
　　SafeSectionOffset.QuadPart = (SectionOffset != NULL ? SectionOffset->QuadPart : 0);
　　SafeViewSize = (ViewSize != NULL ? *ViewSize : 0);
　　}
　　Status = ObReferenceObjectByHandle(ProcessHandle,
　　PROCESS_VM_OPERATION,
　　PsProcessType,
　　PreviousMode,
　　(PVOID*)(PVOID)&Process,
　　NULL);
　　. . . . . .
　　AddressSpace = &Process->AddressSpace;
　　Status = ObReferenceObjectByHandle(SectionHandle,
　　SECTION_MAP_READ,
　　MmSectionObjectType,
　　PreviousMode,
　　(PVOID*)(PVOID)&Section,
　　NULL);
　　. . . . . .
　　Status = MmMapViewOfSection(Section, Process,
　　(BaseAddress != NULL ? &SafeBaseAddress : NULL),
　　ZeroBits, CommitSize,
　　(SectionOffset != NULL ? &SafeSectionOffset : NULL),
　　(ViewSize != NULL ? &SafeViewSize : NULL),
　　InheritDisposition, AllocationType, Protect);
　　ObDereferenceObject(Section);
　　ObDereferenceObject(Process);
　　. . . . . .
　　return(Status);
　　}

　　以前讲过，NtMapViewOfSection()并不是专为当前进程的，而是可以用于任何已打开的进程，所以参数中既有共享内存区对象的Handle，又有进程对象的Handle。从这个意义上说，两个进程之间通过共享内存区的通信完全可以由第三方撮合、包办而成，但是一般还是由通信双方自己加以映射的。显然，这里实质性的操作是MmMapViewOfSection()，那是存储管理底层的事了，我们就不再追究下去了。
　　一旦把同一个共享内存区映射到了通信双方的用户空间(可能在不同的地址上)，出现在这双方用户空间的特定地址区间就落实到了同一组物理页面。这样，一方往里面写的内容就可以为另一方所见，于是就可以通过普通的内存访问(例如通过指针)实现进程间通信了。
　　但是，如前所述，通过共享内存区实现的只是原始的、低效的进程间通信，因为共享内存区只满足了前述三个条件中的两个，只是提供了信息的(实时)传输，但是却缺乏进程间的同步。所以实际使用时需要或者结合别的进程间通信(同步)手段，或者由应用程序自己设法实现同步(例如定时查询)。
　　2． 信号量(Semaphore)
　　学过操作系统原理的读者想必知道“临界区”和“信号量”、以及二者之间的关系。如果没有学过，那也不要紧，不妨把临界区想像成一个凭通行证入内的工作场所，作为对象存在的“信号量”则是发放通行证的“票务处”。但是，通行证的数量是有限的，一般只有寥寥几张。一旦发完，想要领票的进程(线程)就只好睡眠等待，直到已经在里面干活的进程(线程)完成了操作以后退出临界区并交还通行证，才会被唤醒并领到通行证进入临界区。之所以称之为(翻译为)“信号量”，是因为“票务处”必须维持一个数值，表明当前手头还有几张通行证，这就是作为数值的“信号量”。所以，“信号量”是一个对象，对象中有个数值，而信号量这个名称就是因这个数值而来。那么，为什么要到临界区里面去进行某些操作呢？一般是因为这些操作不允许受到干扰，必须排它地进行，或者说有互斥要求。
　　在操作系统理论中，“领票”操作称为P操作，具体的操作如下：
　　l 递减信号量的数值。
　　l 如果递减后大于或等于0就说明领到了通行证，因而就进入了临界区，可以接着进行想要做的操作了。
　　l 反之如果递减后小于0，则说明通行证已经发完，当前线程只好(主动)在临界区的大门口睡眠，直至有通行证可发时才被唤醒。
　　l 如果信号量的数值小于0，那么其绝对值表明正在睡眠等待的线程个数。
　　领到票进入了临界区的线程，在完成了操作以后应从临界区退出、并交还通行证，这个操作称为V操作，具体的操作如下：
　　l 递增信号量的数值。
　　l 如果递增以后的数值小于等于0，就说明有进程正在等待，因而需要加以唤醒。
　　这里，执行了P操作的进程稍后就会执行V操作，但是也可以把这两种操作分开来，让有的进程光执行V操作，另一些进程则光执行P操作。于是，这两种进程就成了供应者/消费者的关系，前者是供应者，后者是消费者，而信号量的P/V操作正好可以被用作进程间的睡眠/唤醒机制。例如，假定最初时“通行证”的数量为0，并把它理解为筹码。每当写入方在共享内存区中写入数据以后就对信号量执行一次V操作，而每当读出方想要读出新的数据时就先执行一次P操作。所以，许多别的进程间同步机制其实只是“信号量”的变种，是由“信号量”派生、演变而来的。
　　注意在条件不具备时进入睡眠、以及在条件具备时加以唤醒，是P操作和V操作固有的一部分，否则就退化成对于标志位或数值的测试和设置了。当然，“测试和设置”也是进程间同步的手段之一，但是那只相当于轮询，一般而言效率是很低的。所以，离开(睡眠)等待和唤醒，就不足于构成高效的进程间通信机制。但是也有例外，那就是如果能肯定所等待的条件在一个很短的时间内一定会得到满足，那就不妨不断地反复测试直至成功，这就是“空转锁(SpinLock)”的来历。不过空转锁一般只是在内核中使用，而不提供给用户空间。
　　信号量对象的创建和打开是由NtCreateSemaphore()和NtOpenSemaphore()实现的，我们看一下NtCreateSemaphore()：
　　

NTSTATUS
　　STDCALL
　　NtCreateSemaphore(OUT PHANDLE SemaphoreHandle,
　　IN ACCESS_MASK DesiredAccess,
　　IN POBJECT_ATTRIBUTES ObjectAttributes OPTIONAL,
　　IN LONG InitialCount,
　　IN LONG MaximumCount)
　　{
　　. . . . . .
　　KPROCESSOR_MODE PreviousMode = ExGetPreviousMode();
　　. . . . . .
　　if(PreviousMode != KernelMode) {
　　_SEH_TRY . . . . . ._SEH_END;
　　if(!NT_SUCCESS(Status)) return Status;
　　}
　　. . . . . .
　　/* Create the Semaphore Object */
　　Status = ObCreateObject(PreviousMode, ExSemaphoreObjectType,
　　ObjectAttributes, PreviousMode, NULL,
　　sizeof(KSEMAPHORE), 0, 0, (PVOID*)&Semaphore);
　　/* Check for Success */
　　if (NT_SUCCESS(Status)) {
　　/* Initialize it */
　　KeInitializeSemaphore(Semaphore, InitialCount, MaximumCount);
　　/* Insert it into the Object Tree */
　　Status = ObInsertObject((PVOID)Semaphore, NULL,
　　DesiredAccess, 0, NULL, &hSemaphore);
　　ObDereferenceObject(Semaphore);
　　/* Check for success and return handle */
　　if(NT_SUCCESS(Status)) {
　　_SEH_TRY . . . . . ._SEH_END;
　　}
　　}
　　/* Return Status */
　　return Status;
　　}

　　这个函数可以说是对象创建函数的样板(Template)。一般而言，创建对象的过程总是涉及三步主要操作：
　　1. 通过ObCreateObject()创建对象，对象的类型代码决定了具体的对象种类。对于信号量，这个类型代码是ExSemaphoreObjectType。所创建的对象被挂入内核中该种类型的对象队列(类似于文件系统的目录)，以备别的进程打开。这个函数返回一个指向具体对象数据结构的指针，数据结构的类型取决于对象的类型代码。
　　2. 类似于KeInitializeSemaphore()那样的初始化函数，对所创建对象的数据结构进行初始化。
　　3. 通过ObInsertObject()将所创建对象的数据结构指针填入当前进程的打开对象表，并返回相应的Handle。所以，创建对象实际上是创建并打开一个对象。
　　对于信号量，ObCreateObject()返回的是KSEMAPHORE数据结构指针：
　　

typedef struct _KSEMAPHORE {
　　DISPATCHER_HEADER Header;
　　LONG Limit;
　　} KSEMAPHORE, *PKSEMAPHORE, *RESTRICTED_POINTER PRKSEMAPHORE;

　　这里的Limit是信号量数值的上限，来自前面的调用参数MaximumCount。而参数InitialCount的数值、即信号量的初值，则记录在DISPATCHER_HEADER内的SignalState字段中。所以，信号量对象将其头部的SignalState字段用作了“信号量”。
　　NtOpenSemaphore()的代码就不看了，所有的打开对象操作都是一样的，基本上就是通过内核函数ObOpenObjectByName()根据对象名(路径名)找到目标对象，然后将它的数据结构指针填入本进程的打开对象表，并返回相应的Handle。
　　读者可能已经在急切想要知道信号量的P/V操作是怎么实现的。也许会使读者感到意外，Windows并没有专为信号量的P操作而设的系统调用，信号量的P操作就是通过NtWaitForSingleObject()或NtWaitForMultipleObjects()实现的。事实上，所有与P操作类似、会使调用者阻塞的操作都是由这两个函数实现的。读者已经在上一篇漫谈中看过NtWaitForSingleObject()的代码，这里就不重复了。
　　信号量的V操作倒是有专门的系统调用，那就是NtReleaseSemaphore()。
　　

NTSTATUS
　　STDCALL
　　NtReleaseSemaphore(IN HANDLE SemaphoreHandle,
　　IN LONG ReleaseCount,
　　OUT PLONG PreviousCount OPTIONAL)
　　{
　　KPROCESSOR_MODE PreviousMode = ExGetPreviousMode();
　　. . . . . .
　　if(PreviousCount != NULL && PreviousMode == UserMode) {
　　_SEH_TRY . . . . . ._SEH_END;
　　if(!NT_SUCCESS(Status)) return Status;
　　}
　　. . . . . .
　　/* Get the Object */
　　Status = ObReferenceObjectByHandle(SemaphoreHandle,
　　SEMAPHORE_MODIFY_STATE,
　　ExSemaphoreObjectType, PreviousMode,
　　(PVOID*)&Semaphore, NULL);
　　/* Check for success */
　　if (NT_SUCCESS(Status)) {
　　/* Release the semaphore */
　　LONG PrevCount = KeReleaseSemaphore(Semaphore, IO_NO_INCREMENT,
　　ReleaseCount, FALSE);
　　ObDereferenceObject(Semaphore);
　　/* Return it */ 
　　if(PreviousCount) {
　　_SEH_TRY . . . . . ._SEH_END;
　　}
　　}
　　/* Return Status */
　　return Status;
　　}

　　此类函数都是先调用ObReferenceObjectByHandle()，以取得指向目标对象数据结构的指针，然后就对此数据结构执行具体对象类型的具体操作，在这里是KeReleaseSemaphore()。
　　常规的V操作只使信号量加1，可以理解为只提供一张通行证，而KeReleaseSemaphore()则对此作了推广，可以使信号量加N，即同时提供好几张通行证，参数ReleaseCount就是这个增量，而PreviousCount则用来返回原来(V操作之前)的信号量数值。这里的常数IO_NO_INCREMENT定义为0，表示不需要提高被唤醒进程的调度优先级。
　　

[NtReleaseSemaphore() > KeReleaseSemaphore()]
　　LONG STDCALL
　　KeReleaseSemaphore(PKSEMAPHORE Semaphore,
　　KPRIORITY Increment,
　　LONG Adjustment,
　　BOOLEAN Wait)
　　{
　　ULONG InitialState;
　　KIRQL OldIrql;
　　PKTHREAD CurrentThread;
　　. . . . . .
　　/* Lock the Dispatcher Database */
　　OldIrql = KeAcquireDispatcherDatabaseLock();
　　/* Save the Old State */
　　InitialState = Semaphore->Header.SignalState;
　　/* Check if the Limit was exceeded */
　　if (Semaphore->Limit  InitialState + Adjustment) {
　　/* Raise an error if it was exceeded */
　　KeReleaseDispatcherDatabaseLock(OldIrql);
　　ExRaiseStatus(STATUS_SEMAPHORE_LIMIT_EXCEEDED);
　　}
　　/* Now set the new state */
　　Semaphore->Header.SignalState += Adjustment;
　　/* Check if we should wake it */
　　if (InitialState == 0 && !IsListEmpty(&Semaphore->Header.WaitListHead)) {
　　/* Wake the Semaphore */
　　KiWaitTest(&Semaphore->Header, Increment);
　　}
　　/* If the Wait is true, then return with a Wait and don't unlock the Dispatcher Database */
　　if (Wait == FALSE) {
　　/* Release the Lock */
　　KeReleaseDispatcherDatabaseLock(OldIrql);
　　} else {
　　/* Set a wait */
　　CurrentThread = KeGetCurrentThread();
　　CurrentThread->WaitNext = TRUE;
　　CurrentThread->WaitIrql = OldIrql;
　　}
　　/* Return the previous state */
　　return InitialState;
　　}

　　参数Adjustment就是信号量数值的增量，另一个参数Increment如为非0则表示要为被唤醒的线程暂时增加一些调度优先级，使其尽快得到运行的机会。还有个参数Wait的作用下面就会讲到。
　　程序中KeAcquireDispatcherDatabaseLock()的作用是提升程序的运行级别(称为IRQL，以后在别的漫谈中会讲到这个问题)，以禁止线程调度，直至执行与之配对的函数KeReleaseDispatcherDatabaseLock()为止。这样，在这两个函数调用之间就形成了一个“调度禁区”。可是我们从代码中看到，KeReleaseDispatcherDatabaseLock()之是否执行实际上取决于参数Wait。这是为什么呢？我在上一篇漫谈中讲到，在Windows中，当一个线程要在某个或某几个对象上等待某些事态的发生时，有两个系统调用可资调用，一个是NtWaitForSingleObject()，另一个是NtWaitForMultipleObjects()。可是其实还有一个，就是NtSignalAndWaitForSingleObject()，只是这个系统调用有些特殊。正如其函数名所示，这个系统调用一方面是“Signal”一个对象，就是对其执行类似于KeReleaseSemaphore()这样的操作；另一方面自己又立即在另一个对象上等待，类似于执行NtWaitForSingleObject()；而且这二者应该是一气呵成的。这样就来了问题，如果在KeReleaseSemaphore()一类的函数中一律调用KeReleaseDispatcherDatabaseLock()，然后在NtWaitForSingleObject()中又调用KeAcquireDispatcherDatabaseLock()，那么在此二者之间就有个间隙，在此间隙中是可以发生线程调度的。再说，从程序效率的角度，那样不必要地(且不说有害)来回折腾，也是不可取的，理应加以优化。像现在这样有条件地执行KeReleaseDispatcherDatabaseLock()，就避免了这个问题。
　　对信号量本身的操作倒很简单，就是改变Semaphore->Header.SignalState的数值。同时，如果有线程在睡眠等待(队列非空)，并且此前信号量的数值是0，那么既然现在退还了若干张通行证(增加了信号量的数值)，就可以放几个正在等待的进程进入临界区了，所以通过KiWaitTest()唤醒等待中的进程。至于KiWaitTest()，读者在上一篇漫谈中已经看过它的代码了。注意这里对于睡眠/唤醒的处理与传统的P/V操作略有些不同。在传统的P操作中，每执行一次P操作、不管能否进入临界区、都使信号量的值递减，所以信号量可以有负值，而且此时其绝对值就是正在睡眠等待的进程的数量。另一方面，当事进程之能否进入临界区也是按递减了以后的信号量数值判定的。而在NtWaitForSingleObject()、KiIsObjectSignaled()、KiSatisfyObjectWait()、以及KiWaitTest()的代码中，则当事进程只有在信号量大于0时才能获准进入临界区，这样的P操作才使信号量的值递减，否则当事进程就被挂入等待队列并进入睡眠，因此信号量不会有负值。所以，NtWaitForSingleObject()是变了形的P操作。
　　如前所述，信号量既可以用来实现临界区，也可以使进程(线程)之间形成供应者/消费者的关系和互动。所以，虽然从表面上看信号量操作本身并不携带数据，但是它为高效的进程间通信提供了同步手段。另一方面，进程间同步也蕴含着信息的交换，也属于进程间通信的范畴，所以信号量同时又是一种进程间通信机制。
　　3． 互斥门(Mutant)
　　互斥门(Mutant，又称Mutex，实现于内核中称Mutant，实现于用户空间称Mutex)是“信号量”的一个特例和变种。在信号量机制中，如果把信号量的最大值和初始值都设置成1，就成了互斥门。把信号量的最大值和初始值都设置成1，就相当于一共只有一张通行证，自然就只能有一个线程可以进入临界区；在它退出临界区之前，别的线程想要进入临界区就只好在大门口睡眠等候。所谓“互斥”，就是因此而来。我的朋友胡希明老师曾把这样的临界区比作列车上的厕所(当时他常坐火车出差，想必屡屡为此所苦)，二十多年过去了，当年的学生聚在一起还会因此事津津乐道。
　　不过，倘若纯粹就是两个参数的事，那就没有必要另搞一套了。事实上互斥门机制有一些特殊性，下面读者就会看到。
　　为互斥门的创建和打开提供了NtCreateMutant()和NtOpenMutant()两个系统调用，代码就不用看了。下面是互斥门对象的数据结构：
　　

typedef struct _KMUTANT {
　　DISPATCHER_HEADER Header;
　　LIST_ENTRY MutantListEntry;
　　struct _KTHREAD *RESTRICTED_POINTER OwnerThread;
　　BOOLEAN Abandoned;
　　UCHAR ApcDisable;
　　} KMUTANT, *PKMUTANT, KMUTEX, *PKMUTEX;

　　这个数据结构的定义见之于Windows NT的DDK，所以是“正宗”的。可见，这数据结构就与信号量对象的不同。
　　跟信号量机制一样，请求(试图)通过互斥门进入临界区的操作就是系统调用NtWaitForSingleObject()或NtWaitForMultipleObjects()。不过，在NtWaitForSingleObject()内部，特别是在判定能否进入临界区时所调用的函数KiIsObjectSignaled()中，其实是按不同的对象类型分别处置的。我们不妨看一下。
　　

[NtWaitForSingleObject() > KeWaitForSingleObject() > KiIsObjectSignaled()]
　　BOOLEAN inline FASTCALL
　　KiIsObjectSignaled(PDISPATCHER_HEADER Object, PKTHREAD Thread)
　　{
　　/* Mutants are...well...mutants! */
　　if (Object->Type == MutantObject) {
　　/*
　　* Because Cutler hates mutants, they are actually signaled if the Signal State is SignalState OwnerThread == Thread) ||
　　(Object->SignalState == 1)) {
　　/* Signaled Mutant */
　　return (TRUE);
　　} else {
　　/* Unsignaled Mutant */
　　return (FALSE);
　　}
　　}
　　/* Any other object is not a mutated freak, so let's use logic */
　　return (!Object->SignalState 调用了KiIsObjectSignaled()。如果KiIsObjectSignaled()返回TRUE，那就说明当前进程可以领到通行证而进入临界区，此时需要执行KiSatisfyObjectWait()，一方面是进行“账面”上的处理，一方面也还有一些附加的操作需要进行，而这些附加的操作是因具体的对象而异的。我们再重温一下这个函数的代码。
　　
[NtWaitForSingleObject() > KeWaitForSingleObject() > KiSatisfyObjectWait()]
　　VOID FASTCALL
　　KiSatisfyObjectWait(PDISPATCHER_HEADER Object, PKTHREAD Thread)
　　{
　　/* Special case for Mutants */
　　if (Object->Type == MutantObject) {
　　/* Decrease the Signal State */
　　Object->SignalState--;
　　/* Check if it's now non-signaled */
　　if (Object->SignalState == 0) {
　　/* Set the Owner Thread */
　　((PKMUTANT)Object)->OwnerThread = Thread;
　　/* Disable APCs if needed */
　　Thread->KernelApcDisable -= ((PKMUTANT)Object)->ApcDisable;
　　/* Check if it's abandoned */
　　if (((PKMUTANT)Object)->Abandoned) {
　　/* Unabandon it */
　　((PKMUTANT)Object)->Abandoned = FALSE;
　　/* Return Status */
　　Thread->WaitStatus = STATUS_ABANDONED;
　　}
　　/* Insert it into the Mutant List */
　　InsertHeadList(&Thread->MutantListHead,
　　&((PKMUTANT)Object)->MutantListEntry);
　　}
　　} else if ((Object->Type & TIMER_OR_EVENT_TYPE) == EventSynchronizationObject) {
　　/* These guys (Syncronization Timers and Events) just get un-signaled */
　　Object->SignalState = 0;
　　} else if (Object->Type == SemaphoreObject) {
　　/* These ones can have multiple signalings, so we only decrease it */
　　Object->SignalState--;
　　}
　　}

　　我们只看对于互斥门对象的处理。首先是递减SignalState，这就是所谓“账面”上的处理，也是P操作的一部分。由于前面已经通过KiIsObjectSignaled()进行过试探，如果当时的SignalState数值为1，或者说如果当时的临界区是空的，那么现在的SignalState数值必定变成了0。所以，下面if语句中的代码是在一个线程首次进入一个互斥门时执行的。这里说的“首次进入”并不是指退出以后又进去那样的反复进出中的首次，而是指嵌套多次进入中的首次。当一个线程首次顺利进入互斥门时，它就成了这个互斥门当前的业主，直至退出；所以把互斥门数据结构中的OwnerThread字段设置成指向当前线程的KTHREAD数据结构。此外，如果Abandoned字段显示这个互斥门行将被丢弃，则暂时将其改成继续使用(因为又有线程进来了)，但是把这情况记录在当前线程的KTHREAD数据结构中。互斥门数据结构中的ApcDisable字段表明通过互斥门进入临界区的线程是否需要关闭APC请求，现在当前进程通过了互斥门，所以要把这信息记录在它的数据结构中。注意这里是从Thread->KernelApcDisable的数值中减去互斥门的ApcDisable的值，结果为非0(负数)表示关闭APC请求，而ApcDisable的值则非1即0。举例言之，假定Thread->KernelApcDisable原来是0，而ApcDisable为1，则相减以后的结果为-1，表示关闭APC请求。最后，当前进程既已成为这个互斥门的主人，二者之间就有了连系，所以通过队列把它们结合起来，这是因为一个线程有可能同时存在于几个临界区中。

　　应该说这里别的都还好理解，成为问题的是为什么要允许嵌套进入互斥门。据“Programming the Microsoft Windows Driver Model”书中说，互斥门的特点之一就是允许嵌套进入，而优点之一则是可以防止死锁。书中并没有明确讲这二者之间是否存在因果关系，所以我们只能分析和猜测。首先，如过互斥门不允许嵌套进入(在前面的代码中取消允许当前业主进入的条件)，而已经通过互斥门进入临界区的线程又对同一个互斥门进行P操作，那么肯定是会引起死锁的。这个线程会因为在P操作中不能通过互斥门而进入睡眠，能唤醒其睡眠的是已经在这个临界区中的线程(如果它执行V操作的话)，可是这正是已经在睡眠等待的那个线程本身，所以就永远不会被唤醒。反之，有了前面KiIsObjectSignaled()中那样的安排，即允许互斥门当前的业主递归通过，那确实就可以避免由此而导致的死锁。

　　可是，为什么要企图递归通过同一个互斥门呢？既然已经通过这个具体的互斥门进入了临界区，为什么还要再一次试图进入同一个互斥门呢？应该说，在精心设计和实现的软件中是不应该有这种情况出现的。可是，考虑到应用软件的可重用(reuse)，有时候也许会有这种情况。例如，一个线程在临界区内可能调用某个软件模块所提供的操作，而这个软件模块可能需要通过NtWaitForMultipleObjects()进入由多个互斥门保护的复合临界区，可是其中之一就是已经进入的那个互斥门。在这种情况下，对于已经进入的那个互斥门而言，就构成了递归进入。当然，我们可以通过修改那个软件模块来避免此种递归，但这可能又不是很现实。在这样的条件下，允许递归进入不失为一个简单的解决方案。

　　还要说明，允许递归通过互斥门固然可以防止此种特定形式的死锁，却并不是对所有的死锁都有效。真要防止死锁，还是得遵守有关的准则，精心设计，精心实现。

　　读者也许会问：这里所引的代码出自ReactOS，所反映的是ReactOS的作者们对Windows互斥门的理解，但是他们的理解是否正确呢？确实，Windows的代码是不公开的，所以也无从对比。可是，虽然Windows的代码不公开，它的一些数据结构的定义却是公开的，这里面就包括KMUTANT，所以前面特地说明了这是来自Windows DDK(其实ReactOS的许多数据结构都可以在DDK中找到)。既然我们知道互斥门允许递归进入，又看到KMUTANT中确有OwnerThread这个指针，那么我们就有理由相信ReactOS的这些代码离“真相”不会太远。当然，我们还可以、也应该、设计出一些实验来加以对比、验证。

　　再看从临界区退出并交还“通行证”的操作、即V操作，这就是系统调用NtReleaseMutant()。

　　
NTSTATUS STDCALL
　　NtReleaseMutant(IN HANDLE MutantHandle, IN PLONG PreviousCount OPTIONAL)
　　{
　　PKMUTANT Mutant;
　　KPROCESSOR_MODE PreviousMode = ExGetPreviousMode();
　　NTSTATUS Status = STATUS_SUCCESS;
　　. . . . . .
　　if(PreviousMode == UserMode && PreviousCount) {
　　_SEH_TRY . . . . . . _SEH_END;
　　if(!NT_SUCCESS(Status)) return Status;
　　}
　　/* Open the Object */
　　Status = ObReferenceObjectByHandle(MutantHandle, MUTANT_QUERY_STATE,
　　ExMutantObjectType, PreviousMode, (PVOID*)&Mutant, NULL);
　　/* Check for Success and release if such */
　　if(NT_SUCCESS(Status)) {
　　LONG Prev;
　　/* Save the Old State */
　　DPRINT("Releasing Mutant\n");
　　Prev = KeReleaseMutant(Mutant, MUTANT_INCREMENT, FALSE, FALSE);
　　ObDereferenceObject(Mutant);
　　/* Return it */ 
　　if(PreviousCount) {
　　_SEH_TRY . . . . . . _SEH_END;
　　}
　　}
　　/* Return Status */
　　return Status;
　　}

　　显然，这里实质性的操作是KeReleaseMutant()，我们顺着往下看。

　　
[NtReleaseMutant() > KeReleaseMutant()]
　　LONG
　　STDCALL
　　KeReleaseMutant(IN PKMUTANT Mutant, IN KPRIORITY Increment,
　　IN BOOLEAN Abandon, IN BOOLEAN Wait)
　　{
　　KIRQL OldIrql;
　　LONG PreviousState;
　　PKTHREAD CurrentThread = KeGetCurrentThread();
　　/* Lock the Dispatcher Database */
　　OldIrql = KeAcquireDispatcherDatabaseLock();
　　/* Save the Previous State */
　　PreviousState = Mutant->Header.SignalState;
　　/* Check if it is to be abandonned */
　　if (Abandon == FALSE) {
　　/* Make sure that the Owner Thread is the current Thread */
　　if (Mutant->OwnerThread != CurrentThread) {
　　DPRINT1("Trying to touch a Mutant that the caller doesn't own!\n");
　　ExRaiseStatus(STATUS_MUTANT_NOT_OWNED);
　　}
　　/* If the thread owns it, then increase the signal state */
　　Mutant->Header.SignalState++;
　　} else {
　　/* It's going to be abandonned */
　　DPRINT("Abandonning the Mutant\n");
　　Mutant->Header.SignalState = 1;
　　Mutant->Abandoned = TRUE;
　　}
　　/* Check if the signal state is only single */
　　if (Mutant->Header.SignalState == 1) {
　　if (PreviousState MutantListEntry);
　　}
　　/* Remove the Owning Thread and wake it */
　　Mutant->OwnerThread = NULL;
　　/* Check if the Wait List isn't empty */
　　DPRINT("Checking whether to wake the Mutant\n");
　　if (!IsListEmpty(&Mutant->Header.WaitListHead)) {
　　/* Wake the Mutant */
　　DPRINT("Waking the Mutant\n");
　　KiWaitTest(&Mutant->Header, Increment);
　　}
　　}
　　/* If the Wait is true, then return with a Wait and don't unlock the Dispatcher Database */
　　if (Wait == FALSE) {
　　/* Release the Lock */
　　KeReleaseDispatcherDatabaseLock(OldIrql);
　　} else {
　　/* Set a wait */
　　CurrentThread->WaitNext = TRUE;
　　CurrentThread->WaitIrql = OldIrql;
　　}
　　/* Return the previous state */
　　return PreviousState;
　　}

　　参数Abandon表示在退出临界区以后是否要废弃这个互斥门。我们从NtReleaseMutant()的代码中可以看出，实际传下来的参数值是FALSE。那么什么情况下这个参数会是TRUE呢？据“Native API”书中说，这发生于互斥门的业主、就是已经通过这个互斥门进入了临界区的线程突然要结束其生命的时候。

　　既然临界区中的线程要退出，这个互斥门就变成无主的了，所以把Mutant->OwnerThread设置成NULL。其余的代码就留给读者自己去理解了。

　　(未完待续)

　　更多请留意《进程间通信(二)》



  


  

    
    
分享到：
      
      
    
  

  

    

      android 各系统区别(android 1.5- android  ...
      |
      关于hibernate的缓存使用
    
  
  

    

      
2012-01-17 01:38
      
浏览 859
      
评论(0)
      
      
      
分类:非技术
      
      
查看更多