linux操作系统的内核有哪两种模式（浅谈关于Linux内核write系统调用操作的原子性）
linux操作系统的内核有哪两种模式（浅谈关于Linux内核write系统调用操作的原子性） 答案是，这种情况下没有任何保证，最终的结果可能是‘aaabbb’或者是‘bbbaaa’，也可能是‘abaabb’这种交错的情况。如果你希望不交错，那么怎么办呢？答案也是有的，那就是在所有写进程打开文件的时候，采用O_APPEND方式打开即可。 也许你自然而然会问一个问题，如果两个进程没有共享文件描述符呢？比如进程A和进程B分别独立地打开了一个文件，进程A写入3个字符’a’，进程B写入了3个字符’b’，结果怎样呢？如果不考虑以上这些因素，write调用为什么不设计成直接返回True或者False呢？要么成功写入512字节，要么一点都不写入，这样岂不更好？之所以不这么设计，正是基于上述不可回避的因素来考虑的。 在系统调用设计的意义上，不信任的价值大于信任，最坏的考虑优先于乐观地盲进。 其次，write调用能保证的是，不管它实际写入了多少数据，比如写入了n字节数据，在写入这n字节数据的
Linux系统的write调用到底是不是原子的。网上能搜出一大堆文章，基本上要么是翻译一些文献，要么就是胡扯，本文中我来结合实例来试着做一个稍微好一点的回答。
先摆出结论吧。结论包含两点，即write调用不能保证什么以及write调用能保证什么。
首先，write调用不能保证你要求的调用是原子的，以下面的调用为例：
ret = write(fd buff 512);
Linux无法保证将512字节的buff写入文件这件事是原子的，因为：
- 即便你写了512字节那也只是最大512字节，buff不一定有512字节这么大；
- write操作有可能被信号中途打断，进而使得ret实际上小于512；
- 实现根据不同的系统而不同，且几乎都是分层，作为接口无法确保所有层资源预留。磁盘的缓冲区可能空间不足，导致底层操作失败。
如果不考虑以上这些因素，write调用为什么不设计成直接返回True或者False呢？要么成功写入512字节，要么一点都不写入，这样岂不更好？之所以不这么设计，正是基于上述不可回避的因素来考虑的。
在系统调用设计的意义上，不信任的价值大于信任，最坏的考虑优先于乐观地盲进。
其次，write调用能保证的是，不管它实际写入了多少数据，比如写入了n字节数据，在写入这n字节数据的时候，在所有共享文件描述符的线程或者进程之间，每一个write调用是原子的，不可打断的。举一个例子，比如线程1写入了3个字符’a’，线程2写入了3个字符’b’，结果一定是‘aaabbb’或者是‘bbbaaa’，不可能是类似‘abaabb’这类交错的情况。
也许你自然而然会问一个问题，如果两个进程没有共享文件描述符呢？比如进程A和进程B分别独立地打开了一个文件，进程A写入3个字符’a’，进程B写入了3个字符’b’，结果怎样呢？
答案是，这种情况下没有任何保证，最终的结果可能是‘aaabbb’或者是‘bbbaaa’，也可能是‘abaabb’这种交错的情况。如果你希望不交错，那么怎么办呢？答案也是有的，那就是在所有写进程打开文件的时候，采用O_APPEND方式打开即可。
作为一个和用户态交互的典型系统调用，write无法保证用户要求的事情是原子的，但它在共享文件的范围内能保证它实际完成的事情是原子的，在非共享文件的情况下，虽然它甚至无法保证它完成的事情是原子的，但是却提供了一种机制可以做到这种保证。可见，write系统调用设计的非常之好，边界十分清晰！
关于以上的这些保证是如何做到的，下面简要地解释下。我本来是不想解释的，但是看了下面的解释后，对于理解上述的保证很有帮助，所以就不得不追加了。解释归于下图所示：
总结一下套路：
- APPEND模式通过锁inode，保证每次写操作均在inode中获取的文件size后追加数据，写完后释放锁；
- 非APPEND模式通过锁file结构体后获取file结构体的pos字段，并将数据追加到pos后，写完更新pos字段后释放锁。
由此可见，APPEND模式提供了文件层面的全局写安全，而非APPEND模式则提供了针对共享file结构体的进程/线程之间的写安全。
值得一再重申的是，由于write调用只是在inode或者file层面上保证一次写操作的原子性，但无法保证用户需要写入的数据的一次肯定被写完，所以在多线程多进程文件共享情况下就需要用户态程序自己来应对short write问题，比如设计一个锁保护一个循环，直到写完成或者写出错，不然循环不退出，锁不释放…
此外，我们知道，apache，nginx以及另外一些服务器写日志都是通过APPEND来保证独立原子写入的，要知道这些日志对于这类服务器而言是极端重要的。
本文写到这里貌似应该可以结束了，但是下面才是重头戏！
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我写了一个分析TCP数据包的程序，通过不断打日志的方式把数据包的信息记录在文件里，程序是个多线程程序，大概10多个线程同时写一个内存文件系统的文件，最后我发现少了一条日志！程序本身不是重点，我可以通过以下的小程序代之解释：
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/prctl.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
char a[512];
char b[16];
int main()
{
int fd;
memset(a 'a' 512);
memset(b '-' 16);
fd = open("/usr/src/probe/test.txt" O_RDWR|O_CREAT|O_TRUNC 0660);
if (fork() == 0) {
prctl(PR_SET_NAME (unsigned long)"child");
write(fd b 16);
exit(0);
}
write(fd a 512);
exit(0);
}
编译为parent并运行，你猜猜最后test.txt里面是什么内容？
由于父子进程是共享fd指示的file结构体的，按照上面的解释，最终的文件内容肯定是下面两种中的一种：
----------------aaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaa1
或者：
aaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaa----------------1
可是，事实并不是这样！事实上，在很小的概率下，文件中只有512个字符‘a’，没有看到任何字符‘-‘(当然还会有别的情况)！Why？
你能理解，当事实和理论分析不符的时候是多么痛苦，标准上明明就是说要保证共享file结构体的进程/线程一次写操作的原子性，然而事实证明有部分内容确实是被覆盖了，这显然并不合理。
再者说了，系统调用在设计之初就要做出某种级别的保证，比如一次操作的原子性等等，这样的系统API才更友好，我相信标准是对的，所以我就觉得这是代码的BUG所致。是这么个思路吗？
不！上面的这段话是事后诸葛亮的言辞，本文其实是一篇倒叙，是我先发现了写操作被覆盖，进而去逐步排查，最终才找到本文最开始的那段理论的，而不是反过来。所以，在我看到这个莫名其妙的错误后，我并不知道这是否合理，我只是依靠信仰觉得这次又是内核的BUG！然而我如何来证明呢？
首先我要想到一个写操作被覆盖的场景，然后试着去重现这个场景，最终去修复它。首先第一步还是看代码，出问题的内核是3.10社区版内核，于是我找到源码：
SYSCALL_DEFINE3(write unsigned int fd const char __user * buf
size_t count)
{
struct fd f = fdget(fd);
ssize_t ret = -EBADF;
if (f.file) {
loff_t pos = file_pos_read(f.file);
ret = vfs_write(f.file buf count &pos);
file_pos_write(f.file pos);
fdput(f);
}
return ret;
}
说实话，这段代码我是分析了足足10分钟才发现一个race的。简单讲，我把这个系统调用分解为了三部分：
- get pos
- vfs_write
- update pos
race发生在1和2或者2和3之间。以下图示之：
既然找到了就容易重现了，方法有两类，一类是拼命那个写啊写，碰运气重现，但这不是我的方式，另一种方法我比较喜欢，即故意放大race的条件！
对于本文的场景，我使用jprobe机制故意在1和2之间插入了一个schedule。试着加载包含下面代码的模块：
ssize_t jvfs_write(struct file *file const char __user *buf size_t count loff_t *pos)
{
if (!strcmp(current->comm "parent")) {
msleep(2000);
}
jprobe_return();
return 0;
}
static struct jprobe delay_stub = {
.kp = {
.symbol_name = "vfs_write"
}
.entry = jvfs_write
};
我是HZ1000的机器，上述代码即在1和2之间睡眠2秒钟，这样几乎可以100%重现问题。
试着跑了一遍，真的就重现了！文件中有512个字符‘a’，没有看到任何字符‘-‘！
看起来这问题在多CPU机器上是如此地容易重现，以至于任何人都会觉得这问题不可能会留到3.10内核还不被修补啊！但是内核源码摆在那里，确实是有问题啊！这个时候，我才想起去看一些文档，看看这到底是一个问题呢还是说这本身是合理的，只是需要用户态程序采用某种手段去规避。曲折之路就不多赘述了，直接man 2 write，看BUGS section：
BUGS
According to POSIX.1-2008/SUSv4 Section XSI 2.9.7 ("Thread Interactions with Regular File Operations"):
All of the following functions shall be atomic with respect to each other in the effects specified in POSIX.1-2008 when they operate on regular files or
symbolic links: ...
Among the APIs subsequently listed are write() and writev(2). And among the effects that should be atomic across threads (and processes) are updates of the
file offset. However on Linux before version 3.14 this was not the case: if two processes that share an open file description (see open(2)) perform a
write() (or writev(2)) at the same time then the I/O operations were not atomic with respect updating the file offset with the result that the blocks of
data output by the two processes might (incorrectly) overlap. This problem was fixed in Linux 3.14.
嗯，说明3.10的内核真的是BUG，3.14以后的内核解决了，非常OK！看了4.14的内核，问题没有了，这问题早就在3.14社区内核中解决：
SYSCALL_DEFINE3(write unsigned int fd const char __user * buf
size_t count)
{
struct fd f = fdget_pos(fd); // 这里会锁file的pos锁
ssize_t ret = -EBADF;
if (f.file) {
loff_t pos = file_pos_read(f.file);
ret = vfs_write(f.file buf count &pos);
if (ret >= 0)
file_pos_write(f.file pos);
fdput_pos(f);
}
return ret;
}
针对该问题的patch说明：
From: Linus Torvalds <torvalds@linux-foundation.org>
Date: Mon 3 Mar 2014 09:36:58 -0800
Subject: [PATCH 1/2] vfs: atomic f_pos accesses as per POSIX
Our write() system call has always been atomic in the sense that you get
the expected thread-safe contiguous write but we haven't actually
guaranteed that concurrent writes are serialized wrt f_pos accesses so
threads (or processes) that share a file descriptor and use "write()"
concurrently would quite likely overwrite each others data.
This violates POSIX.1-2008/SUSv4 Section XSI 2.9.7 that says:
"2.9.7 Thread Interactions with Regular File Operations
All of the following functions shall be atomic with respect to each
other in the effects specified in POSIX.1-2008 when they operate on
regular files or symbolic links: [...]"
and one of the effects is the file position update.
This unprotected file position behavior is not new behavior and nobody
has ever cared. Until now. Yongzhi Pan reported unexpected behavior to
Michael Kerrisk that was due to this.
This resolves the issue with a f_pos-specific lock that is taken by
read/write/lseek on file descriptors that may be shared across threads
or processes.
一波三折的事情貌似结束了，总结一下收获就是，碰到问题直接看文档而不是代码估计可能会更快速解决问题。
这绝对是本文的最后一部分，如果再发生故事，我保证会放弃！因为这个问题本来就是碰到了顺便拿来玩玩的。
当我把机器重启到Centos 2.6.32内核(我认为低版本内核更容易重现，更容易说明问题)时，依然载入我那个jprobe内核模块，运行我那个parent程序，然而并没有重现问题，相反地，当parent被那个msleep阻塞后，child同样也被阻塞了，看样子是修复bug后的行为啊。
第一感觉这可能性不大，毕竟3.10内核都有的问题，2.6.32怎么可能避开？！然而事后仔细一想，不对，3.10的问题内核是社区内核，2.6.32的是Centos内核，后者会拉取很多的上游patch来解决一些显然的问题的，对于衍生自Redhat公司的稳定版内核，这并不稀奇。
最后，我找到了write的实现：
SYSCALL_DEFINE3(write unsigned int fd const char __user * buf
size_t count)
{
struct file *file;
ssize_t ret = -EBADF;
int fput_needed;
file = fget_light_pos(fd &fput_needed); // 这里是关键
if (file) {
loff_t pos = file_pos_read(file);
ret = vfs_write(file buf count &pos);
file_pos_write(file pos);
fput_light_pos(file fput_needed);
}
return ret;
}
请注意fget_light_pos是一个新的实现：
struct file *fget_light_pos(unsigned int fd int *fput_needed)
{
struct file *file = fget_light(fd fput_needed);
if (file && (file->f_mode & FMODE_ATOMIC_POS)) {
if (file_count(file) > 1) {
*fput_needed |= FDPUT_POS_UNLOCK;
// 如果有超过一个进程/线程在操作同一个file，则先lock它！
mutex_lock(&file->f_pos_lock);
}
}
return file;
}
事情就是在这里起了变化！Centos早就拉取了修复该问题的patch，解决了问题便无法重现问题。
所以，社区版内核和发行版内核是完全不同的，侧重点不同吧，社区版内核可能更在意内核本身的子系统以及性能因素，而发行版内核则更看重稳定性以及系统调用，毕竟系统就是用来跑应用的，系统调用作为一个接口，一定要稳定无BUG！
