linux手册翻译——timerfd_create(2)

timerfd_create, timerfd_settime, timerfd_gettime - timers that notify via file descriptors

这些系统调用创建并 *** 作一个计时器，计时器通过文件描述符来通知计时到期，这样就可以通过 select(2)、poll(2) 和 epoll(7) 监视文件描述符从而监听计时器。

这三个系统调用的使用类似于 timer_create(2)、timer_settime(2) 和 timer_gettime(2) 。 （没有与timer_getoverrun(2) 类似的系统调用，因为该功能由 read(2) 提供，如下所述。）

int timerfd_create(int clockid, int flags)

timerfd_create() 创建一个新的计时器对象，并返回引用该计时器的文件描述符。 clockid 参数指定使用那种类型的时钟(clock)来实现计时器(timer)，并且必须是以下之一：

有关上述时钟的更多详细信息，请参阅clock_getres(2)。

可以使用clock_gettime(2) 获取每个时钟的当前值。

从 Linux 2.6.27 开始，可以在标志中对以下值进行按位 OR 运算以更改 timerfd_create() 的行为：

在 2.6.26 及包括 2.6.26 的 Linux 版本中，标志必须指定为零。

int timerfd_settime(int fd, int flags, const struct itimerspec *new_value, struct itimerspec *old_value)

timerfd_settime() arms (starts) or disarms (stops) the timer referred to by the file descriptor fd.

new_value 参数指定计时器的初始到期时间和到期间隔（换句话说，计时器开始执行后，将会在到达初始到期时间时报告一次，此后每过一个到期间隔就会报告一次）。 用于此参数的 itimerspec 结构包含两个字段，每个字段又是一个 timespec 类型的结构：

new_value.it_value 指定计时器的初始到期时间，以秒和纳秒为单位。 将 new_value.it_value 的任一字段设置为非零值，即可启动计时器。 将 new_value.it_value 的两个字段都设置为零会解除定时器。

将 new_value.it_interval 的一个或两个字段设置为非零值指定初始到期后重复计时器到期的时间段（以秒和纳秒为单位）。 如果 new_value.it_interval 的两个字段都为零，则计时器仅在 new_value.it_value 指定的时间到期一次。

如果将 new_value 设置为(10S，2S)，即表示，计时器启动后，将会在10S后报告一次，然后每隔2S报告一次；

如果将 new_value 设置为(10S，0S)，即表示，计时器启动后，将会在10S后报告一次，然后就不再报告了；

如果将 new_value 修改为(0S，0S)，即表示，停止计时。

默认情况下， new_value 中指定的初始到期时间是相对于调用时计时器时钟上的当前时间的（即，new_value.it_value 是相对于 clockid 指定的时钟的当前值设置的）。 可以通过 flags 参数指定使用绝对时间。

flags 参数是一个位掩码，可以包含以下值：

如果 old_value 参数不为 NULL，则它指向的 itimerspec 结构用于返回调用时当前计时器的设置； 请参阅下面的 timerfd_gettime() 说明。

int timerfd_gettime(int fd, struct itimerspec *curr_value)

timerfd_gettime() 在 curr_value 中返回一个 itimerspec 结构，该结构包含文件描述符 fd 所引用的计时器的当前设置。

it_value 字段返回计时器下一次到期之前的时间量。 如果此结构的两个字段都为零，则定时器当前已解除。 无论在设置计时器时是否指定了 TFD_TIMER_ABSTIME 标志，该字段始终包含一个相对值。

it_interval 字段返回定时器的间隔。 如果此结构的两个字段都为零，则计时器设置为仅在 curr_value.it_value 指定的时间到期一次。

timerfd_create() 返回的文件描述符支持以下附加 *** 作：

在 fork(2) 之后，子进程继承了 timerfd_create() 创建的文件描述符的副本。 文件描述符引用与父级中相应文件描述符相同的底层计时器对象，子级中的 read(2) 将返回有关计时器到期的信息。

A file descriptor created by timerfd_create() is preserved across execve(2), and continues to generate timer expirations if the timer was armed.

成功时， timerfd_create() 返回一个新的文件描述符。 出错时，返回 -1 并设置 errno 以指示错误。

timerfd_settime() 和 timerfd_gettime() 成功返回 0； 出错时返回 -1，并设置 errno 以指示错误。

timerfd_create() can fail with the following errors:

timerfd_settime() and timerfd_gettime() can fail with the following errors:

timerfd_settime() can also fail with the following errors:

These system calls are available on Linux since kernel 2.6.25.

Library support is provided by glibc since version 2.8.

These system calls are Linux-specific.

假设在使用 timerfd_create() 创建的 CLOCK_REALTIME 或 CLOCK_REALTIME_ALARM 计时器时，发生以下场景：

在这种情况下，会发生以下情况：

目前，timerfd_create() 支持的时钟 ID 类型少于 timer_create(2)。

以下程序创建一个 基于实时时钟的绝对时间 的计时器，然后监控其进度。 该程序最多接受三个命令行参数。 第一个参数指定计时器初始到期的秒数。 第二个参数指定计时器的间隔，以秒为单位。 第三个参数指定程序在终止前应允许计时器到期的次数。 第二个和第三个命令行参数是可选的。

以下 shell 会话演示了该程序的使用：

setitimer设置it_interval和it_value为零。

void uninit_time()

{

struct itimerval value

value.it_value.tv_sec = 0

value.it_value.tv_usec = 0

value.it_interval = value.it_value

setitimer(ITIMER_REAL, &value, NULL)

}

linux下进程间通信的几种主要手段简介：

一般文件的I/O函数都可以用于管道，如close、read、write等等。

实例1：用于shell

管道可用于输入输出重定向，它将一个命令的输出直接定向到另一个命令的输入。比如，当在某个shell程序（Bourne shell或C shell等）键入who│wc -l后，相应shell程序将创建who以及wc两个进程和这两个进程间的管道。

实例二：用于具有亲缘关系的进程间通信

管道的主要局限性正体现在它的特点上：

有名管道的创建

小结：

管道常用于两个方面：（1）在shell中时常会用到管道（作为输入输入的重定向），在这种应用方式下，管道的创建对于用户来说是透明的；（2）用于具有亲缘关系的进程间通信，用户自己创建管道，并完成读写 *** 作。

FIFO可以说是管道的推广，克服了管道无名字的限制，使得无亲缘关系的进程同样可以采用先进先出的通信机制进行通信。

管道和FIFO的数据是字节流，应用程序之间必须事先确定特定的传输"协议"，采用传播具有特定意义的消息。

要灵活应用管道及FIFO，理解它们的读写规则是关键。

信号生命周期

信号是进程间通信机制中唯一的异步通信机制，可以看作是异步通知，通知接收信号的进程有哪些事情发生了。信号机制经过POSIX实时扩展后，功能更加强大，除了基本通知功能外，还可以传递附加信息。

可以从两个不同的分类角度对信号进行分类：（1）可靠性方面：可靠信号与不可靠信号；（2）与时间的关系上：实时信号与非实时信号。

(1) 可靠信号与不可靠信号

不可靠信号 ：Linux下的不可靠信号问题主要指的是信号可能丢失。

可靠信号 ：信号值位于SIGRTMIN和SIGRTMAX之间的信号都是可靠信号，可靠信号克服了信号可能丢失的问题。Linux在支持新版本的信号安装函数sigation（）以及信号发送函数sigqueue()的同时，仍然支持早期的signal（）信号安装函数，支持信号发送函数kill()。

对于目前linux的两个信号安装函数:signal()及sigaction()来说，它们都不能把SIGRTMIN以前的信号变成可靠信号（都不支持排队，仍有可能丢失，仍然是不可靠信号），而且对SIGRTMIN以后的信号都支持排队。这两个函数的最大区别在于，经过sigaction安装的信号都能传递信息给信号处理函数（对所有信号这一点都成立），而经过signal安装的信号却不能向信号处理函数传递信息。对于信号发送函数来说也是一样的。

(2) 实时信号与非实时信号

前32种信号已经有了预定义值，每个信号有了确定的用途及含义，并且每种信号都有各自的缺省动作。如按键盘的CTRL ^C时，会产生SIGINT信号，对该信号的默认反应就是进程终止。后32个信号表示实时信号，等同于前面阐述的可靠信号。这保证了发送的多个实时信号都被接收。实时信号是POSIX标准的一部分，可用于应用进程。非实时信号都不支持排队，都是不可靠信号；实时信号都支持排队，都是可靠信号。

发送信号的主要函数有：kill()、raise()、 sigqueue()、alarm()、setitimer()以及abort()。

调用成功返回 0；否则，返回 -1。

sigqueue()是比较新的发送信号系统调用，主要是针对实时信号提出的（当然也支持前32种），支持信号带有参数，与函数sigaction()配合使用。

sigqueue的第一个参数是指定接收信号的进程ID，第二个参数确定即将发送的信号，第三个参数是一个联合数据结构union sigval，指定了信号传递的参数，即通常所说的4字节值。

sigqueue()比kill()传递了更多的附加信息，但sigqueue()只能向一个进程发送信号。sigqueue()比kill()传递了更多的附加信息，但sigqueue()只能向一个进程发送信号。

inux主要有两个函数实现信号的安装： signal() 、 sigaction() 。其中signal()在可靠信号系统调用的基础上实现, 是库函数。它只有两个参数，不支持信号传递信息，主要是用于前32种非实时信号的安装；而sigaction()是较新的函数（由两个系统调用实现：sys_signal以及sys_rt_sigaction），有三个参数，支持信号传递信息，主要用来与 sigqueue() 系统调用配合使用，当然，sigaction()同样支持非实时信号的安装。sigaction()优于signal()主要体现在支持信号带有参数。

消息队列就是一个消息的链表。可以把消息看作一个记录，具有特定的格式以及特定的优先级。对消息队列有写权限的进程可以向中按照一定的规则添加新消息；对消息队列有读权限的进程则可以从消息队列中读走消息。消息队列是随内核持续的

消息队列的内核持续性要求每个消息队列都在系统范围内对应唯一的键值，所以，要获得一个消息队列的描述字，只需提供该消息队列的键值即可；

消息队列与管道以及有名管道相比，具有更大的灵活性，首先，它提供有格式字节流，有利于减少开发人员的工作量；其次，消息具有类型，在实际应用中，可作为优先级使用。这两点是管道以及有名管道所不能比的。同样，消息队列可以在几个进程间复用，而不管这几个进程是否具有亲缘关系，这一点与有名管道很相似；但消息队列是随内核持续的，与有名管道（随进程持续）相比，生命力更强，应用空间更大。

信号灯与其他进程间通信方式不大相同，它主要提供对进程间共享资源访问控制机制。相当于内存中的标志，进程可以根据它判定是否能够访问某些共享资源，同时，进程也可以修改该标志。除了用于访问控制外，还可用于进程同步。信号灯有以下两种类型：

int semop(int semid, struct sembuf *sops, unsigned nsops) semid是信号灯集ID，sops指向数组的每一个sembuf结构都刻画一个在特定信号灯上的 *** 作。

int semctl(int semid，int semnum，int cmd，union semun arg)

该系统调用实现对信号灯的各种控制 *** 作，参数semid指定信号灯集，参数cmd指定具体的 *** 作类型；参数semnum指定对哪个信号灯 *** 作，只对几个特殊的cmd *** 作有意义；arg用于设置或返回信号灯信息。

进程间需要共享的数据被放在一个叫做IPC共享内存区域的地方，所有需要访问该共享区域的进程都要把该共享区域映射到本进程的地址空间中去。系统V共享内存通过shmget获得或创建一个IPC共享内存区域，并返回相应的标识符。内核在保证shmget获得或创建一个共享内存区，初始化该共享内存区相应的shmid_kernel结构注同时，还将在特殊文件系统shm中，创建并打开一个同名文件，并在内存中建立起该文件的相应dentry及inode结构，新打开的文件不属于任何一个进程（任何进程都可以访问该共享内存区）。所有这一切都是系统调用shmget完成的。

shmget（）用来获得共享内存区域的ID，如果不存在指定的共享区域就创建相应的区域。shmat()把共享内存区域映射到调用进程的地址空间中去，这样，进程就可以方便地对共享区域进行访问 *** 作。shmdt()调用用来解除进程对共享内存区域的映射。shmctl实现对共享内存区域的控制 *** 作。这里我们不对这些系统调用作具体的介绍，读者可参考相应的手册页面，后面的范例中将给出它们的调用方法。

注：shmget的内部实现包含了许多重要的系统V共享内存机制；shmat在把共享内存区域映射到进程空间时，并不真正改变进程的页表。当进程第一次访问内存映射区域访问时，会因为没有物理页表的分配而导致一个缺页异常，然后内核再根据相应的存储管理机制为共享内存映射区域分配相应的页表。

---