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前言

Linux 是一个多任务、多进程操作系统，系统中往往运行着多个不同的进程、任务，多个不同的进程就
有可能对同一个文件进行 IO 操作，此时该文件便是它们的共享资源，它们共同操作着同一份文件；操作系统级编程不同于大家以前接触的裸机编程，裸机程序中不存在进程、多任务这种概念，而在 Linux 系统中，我们必须要留意到多进程环境下可能会导致的竞争冒险。

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一、竞争冒险简介

竞争冒险不但存在于 Linux 应用层、也存在于 Linux 内核驱动层。

假设有两个独立的进程 A 和进程 B 都对同一个文件进行追加写操作（也就是在文件末尾写入数据），
每一个进程都调用了 open 函数打开了该文件，但未使用 O_APPEND 标志，每个进程都有它自己的进程控制块 PCB，有自己的文件表（意味着有自己独立的读写位置偏移量），但是共享同一个 inode 节点（也就是对应同一个文件）。假定此时进程 A 处于运行状态，B 未处于等待运行状态，进程 A 调用了 lseek 函数，它将进程 A 的该文件当前位置偏移量设置为 1500 字节处（假设这里是文件末尾），刚好此时进程 A 的时间片耗尽，然后内核切换到了进程 B，进程 B 执行 lseek 函数，也将其对该文件的当前位置偏移量设置为 1500 个字节处（文件末尾）。然后进程 B 调用 write 函数，写入了 100 个字节数据，那么此时在进程 B 中，该文件的当前位置偏移量已经移动到了 1600 字节处。B 进程时间片耗尽，内核又切换到了进程 A，使进程 A 恢复运行，当进程 A 调用 write 函数时，是从进程 A 的该文件当前位置偏移量（1500 字节处）开始写入，此时文件 1500 字节处已经不再是文件末尾了，如果还从 1500字节处写入就会覆盖进程 B 刚才写入到该文件中的数据。

其上述假设工作流程图如下图所示：

以上所描述的这样一种情形就属于竞争状态（也成为竞争冒险），操作共享资源的两个进程（或线程），其操作之后的所得到的结果往往是不可预期的，因为每个进程（或线程）去操作文件的顺序是不可预期的，即这些进程获得 CPU 使用权的先后顺序是不可预期的，完全由操作系统调配，这就是所谓的竞争状态。

二、原子操作

在上一节介绍 open 函数的时候就提到过“原子操作”这个概念了，同样在 Linux 驱动编程中，也有这个概念，从上一小节给大家提到的示例中可知，上述的问题出在逻辑操作“先定位到文件末尾，然后再写”，它使用了两个分开的函数调用，首先使用 lseek 函数将文件当前位置偏移量移动到文件末尾、然后在使用 write函数将数据写入到文件。

所谓原子操作，是有多步操作组成的一个操作，原子操作要么一步也不执行，一旦执行，必须要执行完所有步骤，不可能只执行所有步骤中的一个子集。

(1)O_APPEND 实现原子操作
在上一小节给大家提到的示例中，进程 A 和进程 B 都对同一个文件进行追加写操作，导致进程 A 写入
的数据覆盖了进程 B 写入的数据，解决办法就是将“先定位到文件末尾，然后写”这两个步骤组成一个原子操作即可，那如何使其变成一个原子操作呢？

答案就是 O_APPEND 标志。

O_APPEND 的一个非常重要的作用，那就是实现原子操作。当 open 函数的 flags 参数中包含了 O_APPEND 标志，每次执行 write 写入操作时都会将文件当前写位置偏移量移动到文件末尾，然后再写入数据，这里“移动当前写位置偏移量到文件末尾、写入数据”这两个操作步骤就组成了一个原子操作，加入 O_APPEND 标志后，不管怎么写入数据都会是从文件末尾写，这样就不会导致出现“进程 A 写入的数据覆盖了进程 B 写入的数据”这种情况了。

(2)pread()和 pwrite()
pread()和 pwrite()都是系统调用，与 read()、write()函数的作用一样，用于读取和写入数据。区别在于，pread()和 pwrite()可用于实现原子操作，调用 pread 函数或 pwrite 函数可传入一个位置偏移量 offset 参数，用于指定文件当前读或写的位置偏移量，所以调用 pread 相当于调用 lseek 后再调用 read；同理，调用 pwrite相当于调用 lseek 后再调用 write。所以可知，使用 pread 或 pwrite 函数不需要使用 lseek 来调整当前位置偏移量，并会将“移动当前位置偏移量、读或写”这两步操作组成一个原子操作。

pread、pwrite 函数原型如下所示（可通过"man 2 pread"或"man 2 pwrite"命令来查看）：

#include 
ssize_t pread(int fd, void *buf, size_t count, off_t offset);
ssize_t pwrite(int fd, const void *buf, size_t count, off_t offset);
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首先调用这两个函数需要包含头文件。
函数参数和返回值含义如下：
fd、buf、count 参数与 read 或 write 函数意义相同。
offset：表示当前需要进行读或写的位置偏移量。
返回值：返回值与 read、write 函数返回值意义一样。

虽然 pread（或 pwrite）函数相当于 lseek 与 pread（或 pwrite）函数的集合，但还是有下列区别：
⚫ 调用 pread 函数时，无法中断其定位和读操作（也就是原子操作）；
⚫ 不更新文件表中的当前位置偏移量。

关于第二点可以编写一个简单地代码进行测试，测试代码如下所示：

#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 

int main(void) 
{
	 unsigned char buffer[100];
	 int fd;
	 int ret;
	 
	 /* 打开文件 test_file */
	 fd = open("./test_file", O_RDWR);
	 if (-1 == fd) 
	 {
		 perror("open error");
		 exit(-1);
	 }
	 
	 /* 使用 pread 函数读取数据(从偏移文件头 1024 字节处开始读取) */
	 ret = pread(fd, buffer, sizeof(buffer), 1024);
	 if (-1 == ret) 
	 {
		 perror("pread error");
		 goto err;
	 }
	 
	 /* 获取当前位置偏移量 */
	 ret = lseek(fd, 0, SEEK_CUR);
	 if (-1 == ret) 
	 {
		 perror("lseek error");
		 goto err;
	 }
	 printf("Current Offset: %d\n", ret);
	 ret = 0;
	 
	err:
	 /* 关闭文件 */
	 close(fd);
	 exit(ret);
}

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在当前目录下存在一个文件 test_file，上述代码中会打开 test_file 文件，然后直接使用 pread 函数读取100 个字节数据，从偏移文件头部 1024 字节处，读取完成之后再使用 lseek 函数获取到文件当前位置偏移量，并将其打印出来。假如 pread 函数会改变文件表中记录的当前位置偏移量，则打印出来的数据应该是1024 + 100 = 1124；如果不会改变文件表中记录的当前位置偏移量，则打印出来的数据应该是 0，接下来编译代码测试：

从上图中可知，打印出来的数据为 0，pread 函数确实不会改变文件表中记录的当前位置偏移量；同理，pwrite 函数也是如此，把 pread 换成 pwrite 函数再次进行测试，打印出来的数据依然是 0。
如果把 pread 函数换成 read（或 write）函数，那么打印出来的数据就是 100 了，因为读取了 100 个字节数据，相应的当前位置偏移量会向后移动 100 个字节。

(3)创建一个文件
前面介绍 open 函数的 O_EXCL 标志的时候，也提到了原子操作，其中：O_EXCL 可以用于测试一个文件是否存在，如果不存在则创建此文件，如果存在则返回错误，这使得测试和创建两者成为一个原子操作。

创建文件中存在着的一个竞争状态。
假设有这么一个情况：进程 A 和进程 B 都要去打开同一个文件、并且此文件还不存在。进程 A 当前正
在运行状态、进程 B 处于等待状态，进程 A 首先调用 open(“./file”, O_RDWR)函数尝试去打开文件，结果返回错误，也就是调用 open 失败；接着进程 A 时间片耗尽、进程 B 运行，同样进程 B 调用 open(“./file”, O_RDWR)尝试打开文件，结果也失败，接着进程 B 再次调用 open(“./file”, O_RDWR | O_CREAT, …)创建此文件，这一次 open 执行成功，文件创建成功；接着进程 B 时间片耗尽、进程 A 继续运行，进程 A 也调用open(“./file”, O_RDWR | O_CREAT, …)创建文件，函数执行成功，如下图所示：

从上面的示例可知，进程 A 和进程 B 都会创建出同一个文件，同一个文件被创建两次这是不允许的，
那如何规避这样的问题呢？那就是通过使用 O_EXCL 标志，当 open 函数中同时指定了 O_EXCL 和
O_CREAT 标志，如果要打开的文件已经存在，则 open 返回错误；如果指定的文件不存在，则创建这个文件，这里就提供了一种机制，保证进程是打开文件的创建者，将“判断文件是否存在、创建文件”这两个步骤合成为一个原子操作，有了原子操作，就保证不会出现上图中所示的情况。