奇怪的问题,请大家指教。

juggernaut 2000-08-01 08:28:00
小弟用线程监视串口。定时器发送指令,有输入则用线程读入。调试时,断点执行可以,一形成可执行文件则不行了。一位老兄让我在线程中sleep一下,果然,只要sleep一下,不管多长时间,问题果然解决掉了。不过,我到现在也不知道为什么。请各位指教。
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ppc207 2000-08-09
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可以打开资源管理器查看cpu占用情况,但是一般情况下增加一个线程并不能完全占用cpu,你是否嵌套的还有循环使cpu资源,还有buffer溢出呢
U皮特U 2000-08-01
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Areslee的说法是对的,多线程运行时要注意每个线程不能长时间占用系统资源(CPU时间等),尤其不能死循环等待,必须在适当的时候交出系统资源控制权让其它线程有机会运行,sleep就起到这个作用。
调试时中断,让其它线程有机会运行,因此结果正确。
Areslee 2000-08-01
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你的线程在运行时独占资源,当你在调试时,因为调试器会断下你的线程,所以其他线程能够
运行,但当你生成可执行文件时没有什么东西来打断线程的运行,所以当加了一个SLEEP后其
他的线程能运行了,程序也就正常了
mhd 2000-08-01
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是不是线程太占资源了
bird2000 2000-08-01
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请帖出原码

有一点提醒:串口的速度很慢
一个进程池的服务器程序 下面做了非常简单的http服务器,该服务器只能接收Get求。 流程大概如下: 1,父进程listen,创建pipe(下面所有父子进程之间的通信都用该pipe) 2,父进程预fork n个子进程 3,各个子进程accept(listenfd),即所有子进程竞争accept求。由于listenfd是在fork之前就有的,所以所有子进程都可以访问到,不需用到“进程间文件描述符传递”问题; 4,子进程每accept到一个求都告诉父进程,父进程把求数加1;子进程没完成一个求,父进程把求数减1;当父进程发现求数 >= 子进程数时,父进程创建新的子进程,并把子进程数加1(当然子进程数有个预先上限);当父进程发现子进程数大于求数加1时,父进程杀死多余的子进程。 总的来说,思想是让子进程accept并处理求,父进程通过子进程发来的信息控制求数与子进程数之间的关系。 代码如下: 代码如下: #include #include #include #include #include #include #include #include #include #include #include #include #include #include #include #define PRECHILD 5 #define MAXCHILD 50 #define BUFSIZE 4096 #define PIDPATH "pid" #define head503 "HTTP/1.1 503 Service unavailable\r\n" #define head404 "HTTP/1.1 404 Not Found\r\n" #define head200 "HTTP/1.1 200 0K\n\rContent—Type: text/html\n\rContent—Length: " int len503, len404, len200; int fd1[2], fd2[2]; typedef struct { pid_t pid; char status; // 'n' means new request; 'f' means finish the request } REPORT; void answer(int listenfd) { int connfd; char buf[BUFSIZE]; int count; int pid = getpid(); struct sockaddr_in cliaddr; int size = sizeof(cliaddr); char comm; REPORT rep; rep.pid = pid; while (1) { connfd = accept(listenfd, (struct sockaddr *)&cliaddr,(socklen_t *)&size ); //子进程accept求 rep.status = 'n'; if (write(fd1[1], &rep, sizeof(rep)) < 0) { //通知父进程已经accept了求 perror("write pipe new failed"); exit(-1); } count = read(connfd, buf, BUFSIZE); char req[10]; char filepath[256]; sscanf(buf, "%s%s", req, filepath + 1); filepath[0] = '.'; if (strcmp("GET", req) != 0) {//503 write(connfd, head503, len503); //goto err_out; close(connfd); exit(-1); } char content[BUFSIZE]; struct stat stbuf; if (lstat(filepath, &stbuf) != 0) { int err = errno; if (err == ENOENT) {//404 write(connfd, head404, len404); } close(connfd); exit(-1); } count = write(connfd, head200, len200); u_int filesize = stbuf.st_size; sprintf(content, "%u\n\r\n\r", filesize); count = write(connfd, content, strlen(content)); FILE *fp = fopen(filepath, "r"); if (fp == NULL) { printf("open file %s failed\n", filepath); close(connfd); exit(-1); } while((count = fread(content, 1, sizeof(content), fp)) > 0) { //printf("%s", content); if (write(connfd, content, count) != count) { printf("write failed\n"); } } fclose(fp); close(connfd); rep.status = 'f'; if (write(fd1[1], &rep, sizeof(rep)) < 0) {//告诉父进程自己处理完了求 perror("write pipe finish failed"); exit(-1); } if (read(fd2[0], &comm, 1) < 1) {//等待来自父进程的命令 perror("read pipe failed"); exit(-1); } //printf("[%d] reve %c from pa\n", pid, comm); if (comm == 'e') { //收到exit命令 printf("[%d] exit\n", pid); exit(-1); } else if (comm == 'c') { //收到继续accept的命令 printf("[%d] continue\n", pid); } else { printf("[%d] comm : %c illeagle\n", pid, comm); } } } void usage() { printf("Usage: http-serv port\n"); } int write_pid() { int fd; if ((fd = open(PIDPATH, O_WRONLY | O_TRUNC | O_CREAT, S_IWUSR)) < 0){ perror("open pidfile faild"); return -1; } struct flock lock; lock.l_type = F_WRLCK; lock.l_start = 0; lock.l_whence = SEEK_SET; lock.l_len = 0; if (fcntl(fd, F_SETLK, &lock) == -1) { int err = errno; perror("fcntl faild"); if (err == EAGAIN) { printf("Another http-serv process is running now!\n"); } return -1; } return 0; } void daemon_init() { //clear file creation mask; umask(0); //become a session leader if (fork() != 0) exit(-1); if (setsid() < 0) exit(-1); //make sure can be never get the TTY control if (fork() != 0) exit(-1); //may chdir here int i; for (i = 0; i < 1024; i++) close(i); /* * Attach file descriptors 0, 1, and 2 to /dev/null. */ int fd0, fd1, fd2; fd0 = open("/dev/null", O_RDWR); fd1 = dup(0); fd2 = dup(0); if (fd0 != 0 || fd1 != 1 || fd2 != 2) { printf("init failed\n"); exit(-1); } } int main(int argc, char **argv) { int listenfd; struct sockaddr_in servaddr; pid_t pid; if (argc != 2) { usage(); return -1; } signal(SIGCHLD, SIG_IGN); len200 = strlen(head200); len404 = strlen(head404); len503 = strlen(head503); daemon_init(); //转为后台程序,如需打印调试,把这行注释掉 if (write_pid() < 0) //避免同时有多个该程序在运行 return -1; if (pipe(fd1) < 0) { perror("pipe failed"); exit(-1); } if (s_pipe(fd2) < 0) { perror("pipe failed"); exit(-1); } int port = atoi(argv[1]); //initialize servaddr and listenfd... bzero(&servaddr, sizeof(servaddr)); servaddr.sin_family = AF_INET; servaddr.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY); servaddr.sin_port = htons(port); listenfd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0); bind(listenfd, (struct sockaddr *) &servaddr, sizeof(servaddr)); listen(listenfd, 1000); int i; for (i = 0; i < PRECHILD ; i++) { //父进程预fork 子进程 if ((pid = fork()) < 0) { perror("fork faild"); exit(3); } else if (pid == 0) { answer(listenfd); } else { printf("have create child %d\n", pid); } } char e = 'e'; char c = 'c'; int req_num = 0; int child_num = PRECHILD; REPORT rep; while (1) { //printf("req_num = %d, child_num = %d\n", req_num, child_num); if (read(fd1[0], &rep, sizeof(rep)) < sizeof(rep)) {//等待子进程发来消息 perror("parent read pipe failed"); exit(-1); } //printf("parent: receive from %d\n", pid); if (rep.status == 'n') {//子进程刚accept了新的求 req_num ++; printf("parent: %d have receive new request\n", rep.pid); if (req_num >= child_num && child_num <= MAXCHILD) { //求数过多,创建更多子进程 if ((pid = fork()) < 0) { perror("fork faild"); exit(3); } else if (pid == 0) { answer(listenfd); } else { printf("have create child %d\n", pid); child_num ++; } } } else if (rep.status == 'f') {//子进程刚处理完了一个求 req_num --; //printf("parent: %d have finish a request\n", rep.pid); if (child_num > (req_num + 1) && child_num > PRECHILD) {//子进程数过多,删除多余的子进程 if (write(fd2[1], &e, sizeof(e)) < sizeof(e)) { perror("pa write pipe failed"); exit(-2); } //printf("tell child exit\n"); child_num --; } else { if (write(fd2[1], &c, sizeof(c)) < sizeof(c)) {//让子进程继续等待accept perror("pa write pipe failed"); exit(-2); } //printf("tell child continue\n"); } } } return 0; } 利用fork()创建多个子进程 11:09 pm on Oct 23rd 2010 greenMay 之间我学习了创建一个子进程,也大致理解了子进程与父进程的关系。今天无意间遇到一个创建多个子进程的问题,结果还发现了点小bug,现在写下来和大家分享。 我需要实现的目标如下:编写一段源程序,使系统调用fork()创建两个子进程,当此程序运行时,在系统中有一个父进程和两个子进程活动。让每一个进程在屏幕上显示一个字符:父进程显示字符“a”;子进程分别显示字符“b”和字符“c”。 一开始我的主要代码如下: view source print? 01 int main() 02 { 03 pid_t child1; 04 pid_t child2; 05 child1 = fork(); 06 child2 = fork(); 07 if(child1 == 0) 08 { 09 printf("Child1:a\n"); 10 return 0; 11 } 12 if(child2 == 0) 13 { 14 printf("Child2:b\n"); 15 return 0; 16 } 17 else 18 { 19 waitpid(child1,NULL,0); 20 waitpid(child2,NULL,0); 21 printf("Parent:c\n"); 22 } 23 return 0; 24 } 奇怪的是,我得到的是这样一个结果: Child1:a Child1:a Child2:b Parent:c 竟然有两个Child1。可是我的代码里明明只是让Chidl1打印一次啊。搜索到一篇好的博文。文章仔细分析了和我几乎相同的情况。事实上,是我的粗心和对fork()的理解不深刻导致了上述的奇怪问题。 我们知道,fork()之后,我们还是首先执行的是父进程,也就是如下代码段: view source print? 1 waitpid(child1,NULL,0); 2 waitpid(child2,NULL,0); 3 printf("Parent:c\n"); 然后waitpid(child1,NULL,0),进入child1的执行。child1将要执行的是如下的的代码段: view source print? 1 child2 = fork(); 2 if(child1 == 0) 3 { 4 printf("Child1:a\n"); 5 return 0; 6 } 注意,第一行的那个child2 = fork()!这就意味着对于child1来说,它自己又要创建一个子进程,这时候他成为了父亲。这时候,它有一个儿子child2,但是这个child2不同与我们刚才定义的那个child2,这个child2其实是parent的孙子。之所以又打印了一边Child1。如果加上如下代码就明白了: view source print? 01 child2 = fork(); 02 if(child1 == 0) 03 { 04 if(child2 == 0) 05 { 06 printf("GrandChild!\n"); 07 } 08 printf("Child1:a\n"); 09 return 0; 10 } 这时候将出现: Child1:a GrandChild! Child1:a Child2:b Parent:c 恩,这就很明白了!我无意间多调用了一次child2=fork(); 所以,如果要达到我最初的目的,需要改变child2的fork()的位置: view source print? 01 #include 02 #include 03 #include 04 #include 05 int main() 06 { 07 pid_t child1; 08 pid_t child2; 09 child1 = fork(); 10 child2 = fork(); 11 if(child1 == 0) 12 { 13 printf("Child1:a\n"); 14 return 0; 15 } 16 if(child2 == 0) 17 { 18 printf("Child2:b\n"); 19 return 0; 20 } 21 else 22 { 23 waitpid(child1,NULL,0); 24 waitpid(child2,NULL,0); 25 printf("Parent:c\n"); 26 } 27 return 0; 28 } 我参照的那个博文最后给出了一个更为普遍的fork()创建多进程的程序框架: view source print? 01 pid_t create_child() 02 { 03 pid_t p = fork(); 04 if( p == 0 ) 05 { 06 printf("in child %d\n", getpid()); 07 //do something 08 return 0; 09 } 10 return p; 11 } 12 int main(void) 13 { 14 pid_t p1 = create_child(); 15 pid_t p2 = create_child(); 16 17 int st1, st2; 18 waitpid( p1, &st1, 0); 19 waitpid( p2, &st2, 0); 20 printf("in parent, pid = %d\n", getpid()); 21 printf("in parent, child 1 exited with %d\n", st1); 22 printf("in parent, child 2 exited with %d\n", st2); 23 return 0; 24 } 注意到,期中的create_child()函数最后有一个return p。这个return p将pid返回给了父进程,其实也是将子进程对于CPU的控制权交还给了父进程,这样就避免了多个子进程在创建之时互相影响了。 可以说,今天的这个问题真是一个有趣的事情。代码有的时候就是这么奇怪~ 最后,向我引用的那篇文章致敬! Linux内核对多进程和多线程的支持方式: 线程机制支持并发程序设计技术,在多处理器上能真正保证并行处理。而在linux实现线程很特别,linux把所有的线程都当作进程实现。linux下线程看起来就像普通进程(只是该进程和其他进程共享资源,如地址空间)。上述机制与Microsoft windows或是Sun Solaris实现差异很大。 Linux的线程实现是在核外进行的,核内提供的是创建进程的接口do_fork()。内核提供了两个系统调用__clone()和fork(),最终都用不同的参数调用do_fork()核内API。 do_fork() 提供了很多参数,包括CLONE_VM(共享内存空间)、CLONE_FS(共享文件系统信息)、CLONE_FILES(共享文件描述符表)、CLONE_SIGHAND(共享信号句柄表)和CLONE_PID(共享进程ID,仅对核内进程,即0号进程有效)。当使用fork系统调用产生多进程时,内核调用do_fork()不使用任何共享属性,进程拥有独立的运行环境。当使用pthread_create()来创建线程时,则最终设置了所有这些属性来调用__clone(),而这些参数又全部传给核内的do_fork(),从而创建的”进程”拥有共享的运行环境,只有栈是独立的,由 __clone()传入。 即:Linux下不管是多线程编程还是多进程编程,最终都是用do_fork实现的多进程编程,只是进程创建时的参数不同,从而导致有不同的共享环境。Linux线程在核内是以轻量级进程的形式存在的,拥有独立的进程表项,而所有的创建、同步、删除等操作都在核外pthread库中进行。pthread 库使用一个管理线程(__pthread_manager() ,每个进程独立且唯一)来管理线程的创建和终止,为线程分配线程ID,发送线程相关的信号,而主线程pthread_create()) 的调用者则通过管道将求信息传给管理线程。 很多朋友都说使用多线程的好处是资源占用少,其隐含之意就是说进程占用资源比线程多,对吧?但实际上Linux下多进程是否就真的点用很多资源呢?暂且不说进程是否比线程占用资源多,就进程占用资源的多少情况而言,Linux确实是做得相当节省的。产生一个多进程时肯定是要产生的一点内存是要复制进程表项,即一个task_struct结构,但这个结构本身做得相当小巧。其它对于一个进程来说必须有的数据段、代码段、堆栈段是不是全盘复制呢?对于多进程来说,代码段是肯定不用复制的,因为父进程和各子进程的代码段是相同的,数据段和堆栈段呢?也不一定,因为在Linux里广泛使用的一个技术叫copy-on-write,即写时拷贝。copy-on-write意味着什么呢?意味着资源节省,假设有一个变量x在父进程里存在,当这个父进程创建一个子进程或多个子进程时这个变量x是否复制到了子进程的内存空间呢?不会的,子进程和父进程使用同一个内存空间的变量,但当子进程或父进程要改变变量x的值时就会复制该变量,从而导致父子进程里的变量值不同。父子进程变量是互不影响的,由于父子进程地址空间是完全隔开的,变量的地址可以是完全相同的。 Linux的”线程”和”进程”实际上处于一个调度层次,共享一个进程标识符空间,这种限制使得不可能在Linux上实现完全意义上的POSIX线程机制,因此众多的Linux线程库实现尝试都只能尽可能实现POSIX的绝大部分语义,并在功能上尽可能逼近。Linux进程的创建是非常迅速的。内核设计与实现一书中甚至指出Linux创建进程的速度和其他针对线程优化的操作系统(Windows,Solaris)创建线程的速度相比,测试结果非常的好,也就是说创建速度很快。由于异步信号是内核以进程为单位分发的,而LinuxThreads的每个线程对内核来说都是一个进程,且没有实现”线程组”,因此,某些语义不符合POSIX标准,比如没有实现向进程中所有线程发送信号,README对此作了说明。LinuxThreads中的线程同步很大程度上是建立在信号基础上的,这种通过内核复杂的信号处理机制的同步方式,效率一直是个问题。LinuxThreads 的问题,特别是兼容性上的问题,严重阻碍了Linux上的跨平台应用(如Apache)采用多线程设计,从而使得Linux上的线程应用一直保持在比较低的水平。在Linux社区中,已经有很多人在为改进线程性能而努力,其中既包括用户级线程库,也包括核心级和用户级配合改进的线程库。目前最为人看好的有两个项目,一个是RedHat公司牵头研发的NPTL(Native Posix Thread Library),另一个则是IBM投资开发的NGPT(Next Generation Posix Threading),二者都是围绕完全兼容POSIX 1003.1c,同时在核内和核外做工作以而实现多对多线程模型。这两种模型都在一定程度上弥补了LinuxThreads的缺点,且都是重起炉灶全新设计的。 综上所述的结论是在Linux下编程多用多进程编程少用多线程编程。 IBM有个家伙做了个测试,发现切换线程context的时候,windows比linux快一倍多。进出最快的锁(windows2k的 critical section和linux的pthread_mutex),windows比linux的要快五倍左右。当然这并不是说linux不好,而且在经过实际编程之后,综合来看我觉得linux更适合做high performance server,不过在多线程这个具体的领域内,linux还是稍逊windows一点。这应该是情有可原的,毕竟unix家族都是从多进程过来的,而 windows从头就是多线程的。 如果是UNIX/linux环境,采用多线程没必要。 多线程比多进程性能高?误导! 应该说,多线程比多进程成本低,但性能更低。 在UNIX环境,多进程调度开销比多线程调度开销,没有显著区别,就是说,UNIX进程调度效率是很高的。内存消耗方面,二者只差全局数据区,现在内存都很便宜,服务器内存动辄若干G,根本不是问题。 多进程是立体交通系统,虽然造价高,上坡下坡多耗点油,但是不堵车。 多线程是平面交通系统,造价低,但红绿灯太多,老堵车。 我们现在都开跑车,油(主频)有的是,不怕上坡下坡,就怕堵车。 高性能交易服务器中间件,如TUXEDO,都是主张多进程的。实际测试表明,TUXEDO性能和并发效率是非常高的。TUXEDO是贝尔实验室的,与UNIX同宗,应该是对UNIX理解最为深刻的,他们的意见应该具有很大的参考意义 1. 散沙 2010年7月10日08:43 回复 | 引用 | #1 文章很有深度,我们把握一个尺度就可以了,在windows下使用线程,unix下则使用进程就可以了 2. rjoo 2010年9月9日13:49 回复 | 引用 | #2 错的太多了,博主,应该看看新资料了。 现在都2010年了,NPTL早就取代了老的Linux thread。而且通常多线程有性能优势,但是多进程更稳定,并且通常性能瓶颈不在于是进程模型还是线程模型而在于IO。 3. rjoo 2010年9月9日13:56 回复 | 引用 | #3 关于那个critical section和pthread_mutex_t,critical section本质上是一个自旋锁,短期锁当然快,不知道你说的那个IBM的哥们怎么比的,要比也该是和pthread_spinlock_t比。 4. admin 2010年9月9日17:28 回复 | 引用 | #4 rjoo挺热心的,呵呵,这篇文章不是我写的,但有几个地方我可以解答一下: 1. Linux下没有线程的概念,pthread线程实质是通过轻量级进程实现的。你说瓶颈在IO,这一点我很赞同你的意见,作者如果能再写个IO操作的文章来的话就会更好了。 2. mutex和critical section的确是不能比的。一个涉及到内核,一个没有涉及到内核。呵呵,很佩服你对这些东西的掌握程度,有机会多交流。 ^_^ 5. 定时 2010年9月9日17:40 回复 | 引用 | #5 我们组的最近项目的经验告诉我们能用多进程不用多线程,多线程安全编程难,而且锁会早成效率很低,甚至不如单线程,你说的NPTL我知道,他只是多线程优化了并不能改变多线程安全编程的问题,锁的问题。谢谢指教,实践出真知。 @rjoo 6. 定时 2010年9月9日17:44 回复 | 引用 | #6 你说的锁,我确实不太了解,但是我们leader对它很了解,就是最近的一个项目,锁搞得他很郁闷,他也终于同意我的关键,尽可能不用多线程。 @rjoo 7. rjoo 2010年9月29日13:41 回复 | 引用 | #7 @admin Linux下没有线程的概念,pthread线程实质是通过轻量级进程实现的—这是2.4内核以前的情况(实际上是2.0时引入的,那可实在是太久了),2.4内核引入NGPL,2.6内核线程支持改为NPTL。NPTL实现的是1:1的线程模型(有资料说Win也是这种实现,虽然不太确定,但我觉得可能性很大),而NGPT虽然是理论上最先进的m:n线程模型,但最后实现出来的性能差NPTL一大截,最后被抛弃。看看文中说法就知道要么文章写的很早,要么作者看了一堆十年前的资料。 给个链接: http://www.kegel.com/c10k.html#threads.linuxthreads 8. finalday 2010年10月15日17:26 回复 | 引用 | #8 忍不住跳出来说,作者对并发编程的理解还不行。 比如说锁的问题,说得好像是多线程才需要的东西一样。如果一个应用多进程时完全不用锁,多线程也就多一个轻量级锁——锁一下,各回各家,每个线程用自己的专有存储,之后不就和多进程一样了?这样会被搞得很郁闷?当然不会。所以说明那个应用对于数据共享的需求不是这么简单,既然不是这么简单,多进程程序一样要加锁。多进程的加解锁代价可比多线程大得多了,共享数据和协作也麻烦多了。 多线程编程难不难?难,但这是由于并发本身的难度引起的。“锁”,“安全编程”不管是多线程还是多进程都一样会遇到。 多线程的最大优点是数据共享和协作方便。 多进程的最大优点是挂了一个进程不会影响其他进程,资源也不会泄露,故比较能容忍程序员犯错。 至于两者裸奔比性能,真的没啥意义。

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