如何解决内核如何阻止读取和写入 sys 调用?
从我之前的问题 Does close() on socket on one end,closes on the other end as well? 我了解到,当一端发送 FIN 时,内核将停止阻塞读取(因为在 FIN 之后内核不再“期望”任何数据,因此它停止阻塞)。但问题是特定于套接字的。由于 read()
和 write()
可以用于任何文件描述符(任何设备类型,例如我可以从管道、套接字、字符设备等读取)。对于所有这些设备类型,内核都会进行某种阻塞。例如。通过管道,内核阻塞 read()
直到管道的写端被 close()
ed(直到它不“期望”没有更多数据进入)。但问题是,如果内核根据设备类型进行“某种阻塞”,并自行决定何时“期望”某些数据,何时不,
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“阻塞”部分是如何实现的?也就是说,进程如何在某个时刻停止它的执行并“等待”输入? (这是“阻塞”的行为)。它是如何在内核级别实现的? (我怀疑某种缓冲,但真的很想知道 exec 实现)
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如果内核可以阻止并停止进程的执行,我是否也可以在用户级别执行此操作?也就是说,我可以以某种方式以编程方式停止进程的执行,在某处创建随机缓冲区并等待来自其他进程的输入吗?这就是我询问内核实现的原因,因为我想在用户空间中模仿相同的行为。
如果可能的话,甚至提供一些关于内核部分的解释性资源(例如好书)(我猜是关于内核中的 IO 设备实现)。
解决方法
这个话题太广泛,无法深入讨论,但这里有一些基础知识。
主要有两件事可以停止进程:来自进程外部的中断和来自进程内部的某些指令,我将其称为陷阱指令。在这两种情况下,计算机处理器的行为在很大程度上是相似的:
- 每当进程执行时,处理器都会不断从内存中读取指令,执行这些指令,并维护有关进程的信息,包括要执行的下一条指令的地址以及包含进程数据的各种寄存器.
- 当中断或陷阱指令之一发生时,处理器保存下一条指令的地址和进程可能的一些其他数据,将一些内部处理器状态设置为特权模式,并将控制转移到(在)一个特殊地址处开始执行指令。
那个地址对于中断和陷阱可能是不同的,对于不同的中断和不同的陷阱可能是不同的。不管是什么,操作系统已经在那个地址放置了特殊的软件。是软件“处理”中断或陷阱(或跳转到执行此操作的软件)。
该软件保存处理器中被中断或被困进程的数据。它将它存储在操作系统为每个进程维护的一些数据结构中。
现在进程不再执行。操作系统正在执行,除非操作系统将该进程的数据从数据结构恢复到处理器寄存器,然后将控制权转移回进程的指令,否则该进程将不会再次执行。这是通过一些特殊的从中断返回或从陷阱返回指令来完成的,该指令执行为进程恢复处理器状态的最后一点,以便它可以从中断处恢复执行。
因此,操作系统阻止进程的方式只是不恢复它的执行。对于操作系统来说,进程主要是它操作的数据,它选择如何处理这些数据。
当进程试图从套接字读取时,它会调用一个包含陷阱指令的例程。该例程设置一些数据,表示进程想要从套接字读取,然后执行陷阱指令。陷阱导致进程停止执行,内核开始执行。内核中的陷阱处理程序查看例程传递的数据,并认为它是读取套接字的请求。它为此调用了一些其他软件。如果该软件发现套接字没有可用数据,它只会让进程暂停,然后返回内核中的其他软件。
然后内核通常会查看是否还有其他进程可以运行。如果是,它将选择其中之一并开始运行它。如果没有,它会将处理器置于低功耗模式以等待中断。
在未来的某个时间,一些数据可能会到达套接字。网络设备可能会向处理器生成中断,或者某些其他进程可能会调用例程来发送数据。无论系统以何种方式获取数据,当管理套接字的软件看到它有新数据时,它都会检查是否有进程在等待来自套接字的数据。如果是,它会告诉内核进程不再需要等待。如果没有其他东西阻止该进程,它将准备好运行。当内核决定轮到该进程再次使用处理器(或一个处理器,如果有多个可用)时,它将恢复上述进程。
您通常不能在用户代码中自己实现这些过程。他们需要对硬件的特权访问。操作系统通常为进程提供通信方式,您可以使用执行该通信的系统调用来实现类似的事情。
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