關于在多線程中執(zhí)行fork()的同步問題

yhb04

這是我在一個論壇上偶然看到的，在討論中有人提出LINUX系統中的fork()函數行為不夠清晰。
比如在一個多線程的其中一個線程中執(zhí)行fork()函數，是應該復制整個進程（即所有線程）還是僅僅復制當前調用fork()的線程。當然他對
LINUX不夠熟悉。但是他提出了一個很有意思的例子來說明fork()的不足。
這里先把幾個概念理一下：
多線程：由于LINUX并沒有顯式支持進程和線程的區(qū)別，使用了所謂的輕量級進程表示線程，所以這里的多線程表示的是共享虛擬地址空間（和信號處理所需的數據結構以及諸如文件等等，不過這里共享虛擬地址空間所引起的問題最大）。也就是通常使用fork()函數時指定CLONE_VM以及相關的flag，或者使用clone()，或者使用pthread庫創(chuàng)建的進程。這些所有的調用最后都是使用do_fork()，外加flag的特定限制，特別的使用CLONE_VM指定新進程（線程）使用當前進程的虛擬地址空間，包括頁目錄和頁表。
也就是說，這些多線程共用一個虛擬地址空間，包括頁表和頁目錄。問題也就開始出現了。

現在舉一個例子：假如一個SMP系統上面有若干個多線程，t1,t2,...tn，它們使用兩個全局變量glob1, glob2進行某方面的同步，需要使用諸如信號量之類的鎖進行互斥控制。在絕大多數情況下，都是沒有問題的�，F在假設線程t1執(zhí)行了fork()希望創(chuàng)建一個進程（而不是線程，即新創(chuàng)建的子進程盡管初始的虛擬地址空間跟父進程完全一樣，但是使用了COW技術保證它們有自己獨立的虛擬地址空間）。在現在的內核中，do_fork()調用具體函數將父進程的mm_struct以及vma鏈表復制給子進程，同時也將父進程的頁目錄和頁表復制給子進程的頁目錄和頁表。但是由于內核無法完全控制父進程的頁目錄和頁表（盡管它擁有控制互斥的自旋鎖和信號量，其他CPU上內核執(zhí)行路徑是已經無法修改訪問父進程的mm和頁表，頁目錄。但是其他CPU上在用戶態(tài)運行的線程t2,t3,..tn都可以訪問頁目錄和頁表。
假設這個多線程中有這樣一個臨界區(qū)代碼：

  ...........
  mutex_lock()
   glob1 += 2;
   glob2 -= 2;
   mutex_unlock();
   ...........
也就是說glob1和glob2要嗎都不改變，要嗎都需要改變，也就是原子操作。
假設glob1和glob2屬于同一個頁（那么也屬于同一個物理頁）。當內核在執(zhí)行t1的do_fork時，對于glob1和glob2所在的物理頁作COW，具體一點就是把指向該物理頁的pte設為只讀。如果其他CPU上某個線程ti正在臨界區(qū)，那么就有可能出現以下執(zhí)行序列：

  ti： mutex_lock()
         glob1 += 2;
                    t1: 內核將指向該物理頁的pte置為只讀（COW）
  ti:   glob2 -= 2;  //在這里，由于現在的pte是只讀的，會發(fā)生缺頁異常，COW將使得glob2的修改只對t1,t2,...tn可見，
                   //而子進程中的glob2沒有被修改
         mutex_unlock();

在剛創(chuàng)建的子進程返回到用戶態(tài)時，它的glob1和glob2處在不一致狀態(tài)？！

kns1024wh

臨界區(qū)代碼

關于fork()函數的說明：

1）、子進程返回的ID為0,但并不是它真正的進程ID。真正的ID可以通過getpid（）函數獲得；         
2）、子進程是父進程的復制品，可以獲得父進程的資源（數據空間、堆和棧的拷貝）；         
3）、文件共享：由父進程打開的所有描述符都被復制到子進程中，父進程和子進程中每個相同的描述符共享一個文件表項。當父進程的文件位移量發(fā)生改變時，子進程也能得到更新了的文件位移量。文件共享的情況下要采取同步措施，否則，輸入輸出的順序就會混亂，還有可能產生死鎖；         
4）、子進程還繼承父進程的用戶ID、組ID、控制終端、當前工作目錄、環(huán)境、資源限制等等。