[转载]大碰撞！当Linux多线程遭遇Linux多进程
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作者简介
廖威雄，目前就职于珠海全志科技股份有限公司从事linux嵌入式系统(Tina Linux)的开发，主要负责文件系统和存储的开发和维护，兼顾linux测试系统的设计和持续集成的维护。
拆书帮珠海百岛分舵的组织长老，二级拆书家，热爱学习，热爱分享。
背景
本文并不是介绍Linux多进程多线程编程的科普文，如果希望系统学习Linux编程，可以看《Unix环境高级编程》第3版
本文是描述多进程多线程编程中遇到过的一个坑，并从内核角度分析其原理。这里说的多进程多线程并不是单一的多进程或多线程，而是多进程和多线程，往往会在写一个大型应用时才会用到多进程多线程的模型。
这是怎么样的一个坑呢？假设有下面的代码：
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
void *sub_pthread(void *unused)
{
printf("ID %d: in %s\n", getpid(), __func__);
sleep(1);
}
int main(int argc, char **argv)
{
int pid;
pthread_t ptid;
pthread_create(&ptid, NULL, sub_pthread, NULL);
if ((pid = fork()) < 0) {
printf("fork failed\n");
} else if (pid == 0) { /* children */
printf("ID %d (children)\n", getpid());
while(1);
} else { /* father */
printf("ID %d (father)\n", getpid());
while(1);
}
return 0;
}
童鞋们能分析出来，线程函数sub_pthread会被执行多少次么？线程函数打印出来的ID是父进程ID呢？还是子进程ID？还是父子进程都有？
答案是，只会执行1次，且是父进程的ID！为什么呢？
[GMPY@10:02 share]$./signal-safe
ID 6889: in sub_pthread
ID 6889 (father)
ID 6891 (children)
裤子都脱了，你就给我看这个？当然，这个没什么悬念，到目前为止还很简单。精彩的地方正式开始。
线程和fork
在已经创建了多线程的进程中调用fork创建子进程，稍不注意就会陷入死锁的尴尬局面
以下面的代码做个例子：
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
pthread_mutex_t lock;
void *sub_pthread(void *unused)
{
while (1) {
pthread_mutex_lock(&lock);
printf("--- sub thread lock ---\n");
sleep(1);
pthread_mutex_unlock(&lock);
printf("--- sub thread unlock ---\n");
sleep(1);
}
pthread_exit(0);
}
int main(int argc, char **argv)
{
int pid;
pthread_t ptid;
pthread_create(&ptid, NULL, sub_pthread, NULL);
usleep(500);
if ((pid = fork()) < 0) {
printf("fork failed\n");
} else if (pid == 0) { /* children */
printf("children burn\n");
fflush(stdout);
while (1) {
pthread_mutex_lock(&lock);
printf("--- children lock ---\n");
sleep(1);
pthread_mutex_unlock(&lock);
printf("--- children unlock ---\n");
sleep(1);
}
} else { /* father */
while (1) {
pthread_mutex_lock(&lock);
printf("--- father lock ---\n");
sleep(1);
pthread_mutex_unlock(&lock);
printf("--- father unlock ---\n");
sleep(1);
}
while(1);
}
return 0;
}
执行效果如下：
[GMPY@10:37 share]$./test
--- sub thread lock ---
children burn
--- sub thread unlock ---
--- father lock ---
--- father unlock ---
--- sub thread lock ---
--- father lock ---
--- sub thread unlock ---
--- father unlock ---
--- sub thread lock ---
--- sub thread unlock ---
--- father lock ---
我们发现，子进程挂了，在打印了children burn后，没有了下文，因为在子进程获取锁的时候，死锁了！
凭什么啊？sub_pthread线程不是有释放锁么？父进程都能在线程释放后获取到锁，为什么子线程就获取不到锁呢？
在《Unix环境高级编程 第3版》的12.9章节中是这么描述的：（为了阅读方便，修改了段落排版）
子进程通过继承整个地址空间的副本，还从父进程那儿继承了每个互斥量、读写锁和条件变量的状态。
如果父进程包含一个以上的线程，子进程在fork返回以后，如果紧接着不是马上调用exec的话，就需要清理锁状态。
在子进程内部，只存在一个线程，它是由父进程中调用fork的线程的副本构成的。
如果父进程中的线程占有锁，子进程将同样占有这些锁。
问题是子进程并不包含占有锁的线程的副本，所以子进程没有办法知道它占有了哪些锁、需要释放哪些锁。
......
在多线程的进程中，为了避免不一致状态的问题，POSIX.1声明，在fork返回和子进程调用其中一个exec函数之间，
子进程只能调用异步信号安全的函数。这就限制了在调用exec之前子进程能做什么，但不涉及子进程中锁状态的问题。
究其原因，就是子进程成孤家寡人了。
每个进程都有一个线程，这个线程参与到任务调度，而不是进程，可以参考文章。
在上面的例子中，父进程通过pthread_create创建出了一个小弟sub_pthread，父进程与小弟之间配合默契，你释放锁我就获取，玩得不亦乐乎。
这时候，父进程生娃娃了，这个新生娃娃集成了父进程的绝大部分资源，包括了锁的状态，然而，子进程并没有共生出小弟，就是说子进程并没同时创建出小弟线程，他就是一个坐拥金山的孤家寡人。
所以，问题就来了。如果在父进程创建子进程的时候，父进程的锁被小弟sub_pthread占用了，fork生出来的子进程锁的状态跟父进程一样一样的，锁上了！被人占有了！因此子进程再获取锁就死锁了。
或者你会说，我在fork前获取锁，在fork后再释放锁不就好了？是的，能解决这个问题，我们自己创建的锁，所以我们知道有什么锁。
最惨的是什么呢？你根本无法知道你调用的函数是否有锁。例如常用的printf，其内部实现是有获取锁的，因此在fork出来的子进程执行exec之前，甚至都不能调用printf。
我们看看下面的示例：
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
#include <stdbool.h>
#include <sys/wait.h>
void *sub_pthread(void *unused)
{
printf("ID %d: in %s\n", getpid(), __func__);
while (true)
printf(" \r");
pthread_exit(0);
}
int main(int argc, char **argv)
{
pid_t pid;
pthread_t ptid;
int status;
pthread_create(&ptid, NULL, sub_pthread, NULL);
while (true) {
printf("fork\n");
if ((pid = fork()) < 0) {
printf("fork failed\n");
} else if (pid == 0) { /* children */
printf("ID %d (children)\n", getpid());
_exit(0);
} else { /* father */
printf("ID %d (father)\n", getpid());
waitpid(pid, &status, 0);
printf("ID %d exit\n", pid);
}
}
return 0;
}
上面的代码主要做了两件事：
- 创建线程，循环printf打印字符'\r'
- 循环创建进程，在子进程中调用printf打印字串
由于printf的锁不可控，为了加大死锁的概率，为fork套了一层循环。执行结果怎么样呢？
root@TinaLinux:/mnt/UDISK# demo-c
fork
ID 1684: in sub_pthread
ID 1684 (father)
ID 1686 (children)
ID 1686 (children) exit
fork
ID 1684 (father)
ID 1687 (children)
ID 1687 (children) exit
fork
ID 1684 (father)
结果在第3次fork循环的时候陷入了死锁，子进程不打印不退出，导致父进程wait一直阻塞。
上面的结果在全志嵌入式Tina Linux平台验证，比较有意思的是，同样的代码在PC上却很难复现，可能是C库的差异引起的
在fork的子进程到exec之间，只能调用异步信号安全的函数，这异步信号安全的函数就是认证过不会造成死锁的！
异步信号安全不再展开讨论，有问题找男人
man 7 signal
检索关键字Async-signal-safe functions
内核原理分析
我们知道，Linux内核中，用task_struct表示一个进程/线程，嗯，换句话说，不管是进程还是线程，在Linux内核中都是用task_struct的结构体表示。
关于进程与线程的异同，可以看文章《线程调度为什么比进程调度更少开销？》，这里不累述。
按这个结论，我们pthread_create创建小弟线程时，内核实际上是copy父进程的task_struct，创建小弟线程的task_struct，且让小弟task_struct与父进程task_struct共享同一套资源。
如下图
在父进程pthread_create之后，父进程和小弟线程组成了我们概念上的父进程。什么是概念上的父进程呢？在我们的理解中，创建的线程也是归属于父进程，这是概念上的父进程集合体，然而在Linux中，父进程和线程是独立的个体，他们有自己的调度，有自己的流程，就好像一个屋子下不同的人。
父进程fork过程，发生了什么？
跟进系统调用fork的代码：
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
return _do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL, 0);
}
long _do_fork(...)
{
......
p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
child_tidptr, NULL, trace, tls, NUMA_NO_NODE);
......
}
/*
* This creates a new process as a copy of the old one,
* but does not actually start it yet.
*
* It copies the registers, and all the appropriate
* parts of the process environment (as per the clone
* flags). The actual kick-off is left to the caller.
*/
static __latent_entropy struct task_struct *copy_process(...)
{
......
}
嗯...只是copy了task_struct，怪不得fork之后，子进程没有伴生小弟线程。所以fork之后，如下图：
（为了方便理解，下图忽略了Linux的写时copy机制）
Linux如此fork，这与锁有什么关系呢？我们看下内核中对互斥锁的定义：
struct mutex {
/* 1: unlocked, 0: locked, negative: locked, possible waiters */
atomic_t count;
spinlock_t wait_lock;
struct list_head wait_list;
......
};
一句话概述，就是 通过原子变量标识和记录锁状态，用户空间也是一样的做法。
变量值终究是保存在内存中的，不管是保存在堆还是栈亦或其他，终究是(虚拟)内存中某一个地址存储的值。
结合Linux内核的fork流程，我们用这样一张图描述进程/线程与锁的关系：
