信号本质上是在软件层次上对中断机制的一种模拟，他有几种产生方式和处理方式(APUE有介绍)，下面带着疑惑从几个角度对信号进行介绍 

（一）    站在进程的角度

进程发现和接受信号

我们知道，信号是异步的，一个进程不可能等待信号的到来，也不知道信号会到来，那么，进程是如何发现和接受信号呢？实际上，信号的接收不是由用户进程来完成的，而是由内核代理。当一个进程P2向另一个进程P1发送信号后，内核接受到信号，并将其放在P1的信号队列当中。当P1再次陷入内核态时，会检查信号队列，并根据相应的信号调取相应的信号处理函数

Task _struct 是进程控制块(PCB),详见          http://oss.org.cn/kernel-book/ch04/4.3.htm

信号检测和响应时机

刚才我们说，当P1再次陷入内核时，会检查信号队列。那么，P1什么时候会再次陷入内核呢？陷入内核后在什么时机会检测信号队列呢？

1.      当前进程由于系统调用、中断或异常而进入系统空间以后，从系统空间返回到用户空间的前夕。

2.      当前进程在内核中进入睡眠以后刚被唤醒的时候（必定是在系统调用中），或者由于不可忽略信号的存在而提前返回到用户空间

进入信号处理函数

对于sigprocmask 会进入内核空间、pause需要从进入睡眠这两者都符合检测处理信号函数的条件，所以存在忽略信号的情况，而APUE讲sigsuspend的之后真是晦涩难懂，其实他主要做的工作就是等待一个中断然后执行相应的handle处理

所以我感觉例子中的

sigsuspend(&zeromask)；

sigprocmask(SIG_SETMASK, &oldmask,NULL)；

是不是可以直接替换为

Sigsuspend(&oldmask)

因为测试情况难以出现，这里只是个人理解并未得到验证

 

（二）  站在信号自身的角度

信号生命周期:

 对于一个完整的信号生命周期(从信号发送到相应的处理函数执行完毕)来说，可以分为三个重要的阶段，这三个阶段由四个重要事件来刻画：

1.信号诞生；

2.信号在进程中注册完毕；

3.信号在进程中的注销完毕；

4.信号处理函数执行完毕。

相邻两个事件的时间间隔构成信号生命周期的一个阶段。

 

    详细描述各个生命周期

1.     信号"诞生"。

信号的诞生指的是触发信号的事件发生（如检测到硬件异常、定时器超时以及调用信号发送函数kill()或sigqueue()等）。 

2.      信号在目标进程中"注册"。

这里注册定义不是由signal或者sigaction实现的，而是说信号发生之后内核中自动对信号的注册保存。

进程的task_struct结构中有关于本进程中未决信号的数据成员： 

struct sigpending pending;

struct sigpending

{

    struct sigqueue *head, **tail;

    sigset_t signal;

};

第一、第二个成员分别指向一个sigqueue类型的结构链（称之为"未决信号信息链"）的首尾，第三个成员是进程中所有未决信号集，信息链中的每个sigqueue结构体刻画一个特定信号所携带的信息，并指向下一个sigqueue结构:

struct sigqueue

{

    struct sigqueue *next;

    siginfo_t info;

};

    信号在进程中注册指的就是信号值加入到进程的未决信号集中（sigpending结构的第二个成员sigset_t signal），并且信号所携带的信息被保留到未决信号信息链的某个sigqueue结构中。只要信号在进程的未决信号集中，表明进程已经知道这些信号的存在，但还没来得及处理，或者该信号被进程阻塞。

注： 

    当一个实时信号发送给一个进程时，不管该信号是否已经在进程中注册，都会被再注册一次，因此，信号不会丢失，因此，实时信号又叫做"可靠信号"。这意味着同一个实时信号可以在同一个进程的未决信号信息链中占有多个sigqueue结构（进程每收到一个实时信号，都会为它分配一个结构来登记该信号信息，并把该结构添加在未决信号链尾，即所有诞生的实时信号都会在目标进程中注册）；

当一个非实时信号发送给一个进程时，如果该信号已经在进程中注册，则该信号将被丢弃，造成信号丢失。因此，非实时信号又叫做"不可靠信号"。这意味着同一个非实时信号在进程的未决信号信息链中，至多占有一个sigqueue结构。一个非实时信号诞生后，（1）、如果发现相同的信号已经在目标结构中注册，则不再注册，对于进程来说，相当于不知道本次信号发生，信号丢失；（2）、如果进程的未决信号中没有相同信号，则在进程中注册自己。在APUE的不可靠信号章节中需要每次重新声明sinal_hanle函数，这个是说的以前Unix系统的处理，现在可靠不可靠就是上面所说的实时与注册次数的区别。

3.信号在进程中的注销。

在目标进程执行过程中，会检测是否有信号等待处理（每次从系统空间返回到用户空间时都做这样的检查）。（“sigprocmask返回前，也至少会将其中一个未决且未阻塞的信号递送给进程”）如果存在未决信号等待处理且该信号没有被进程阻塞，则在运行相应的信号处理函数前，进程会把信号在未决信号链中占有的结构卸掉。是否将信号从进程未决信号集中删除对于实时与非实时信号是不同的。对于非实时信号来说，由于在未决信号信息链中最多只占用一个sigqueue结构，因此该结构被释放后，应该把信号在进程未决信号集中删除（信号注销完毕）；而对于实时信号来说，可能在未决信号信息链中占用多个sigqueue结构，因此应该针对占用gqueue结构的数目区别对待：如果只占用一个sigqueue结构（进程只收到该信号一次），则应该把信号在进程的未决信号集中删除（信号注销完毕）。否则，不在进程的未决信号集中删除该信号（信号注销完毕）。进程在执行信号相应处理函数之前，首先要把信号在进程中注销。

4.信号生命终止。

进程注销信号后，立即执行相应的信号处理函数，执行完毕后，信号的本次发送对进程的影响彻底结束。 

注： 

1）信号注册与否，与发送信号的函数（如kill()或sigqueue()等）以及信号安装函数（signal()及sigaction()）无关，只与信号值有关（信号值小于SIGRTMIN的信号最多只注册一次，信号值在SIGRTMIN及SIGRTMAX之间的信号，只要被进程接收到就被注册）。

2）在信号被注销到相应的信号处理函数执行完毕这段时间内，如果进程又收到同一信号多次，则对实时信号来说，每一次都会在进程中注册；而对于非实时信号来说，无论收到多少次信号，都会视为只收到一个信号，只在进程中注册一次。

（三）  进程和信号两者的角度来看

实际执行信号的处理动作称为信号递达（Delivery），信号从产生到递达之间的状态，称为信号未决（Pending）。进程可以选择阻塞（Block）某个信号。被阻塞的信号产生时将保持在未决状态，直到进程解除对此信号的阻塞，才执行递达的动作。注意，阻塞和忽略是不同的，只要信号被阻塞就不会递达，而忽略是在递达之后可选的一种处理动作。信号在内核中的表示可以看作是这样的：

 每个信号都有两个标志位分别表示阻塞和未决，还有一个函数指针表示处理动作。信号产生时，内核在进程控制块中设置该信号的未决标志，直到信号递达才清除该标志。在上图的例子中，

1.      SIGHUP信号未阻塞也未产生过，当它递达时执行默认处理动作。

2.      SIGINT信号产生过，但正在被阻塞，所以暂时不能递达。虽然它的处理动作是忽略，但在没有解除阻塞之前不能忽略这个信号，因为进程仍有机会改变处理动作之后再解除阻塞。

3.      SIGQUIT信号未产生过，一旦产生SIGQUIT信号将被阻塞，它的处理动作是用户自定义函数sighandler。

Stevens在文章中一共比较了五种IO Model：
    blocking IO
    nonblocking IO
    IO multiplexing
    signal driven IO
    asynchronous IO
由于signal driven IO在实际中并不常用，所以我这只提及剩下的四种IO Model。

再说一下IO发生时涉及的对象和步骤。
对于一个network IO (这里我们以read举例)，它会涉及到两个系统对象，一个是调用这个IO的process (or thread)，另一个就是系统内核(kernel)。当一个read操作发生时，它会经历两个阶段：
1 等待数据准备 (Waiting for the data to be ready)
2 将数据从内核拷贝到进程中 (Copying the data from the kernel to the process)
记住这两点很重要，因为这些IO Model的区别就是在两个阶段上各有不同的情况。

blocking IO
在linux中，默认情况下所有的socket都是blocking，一个典型的读操作流程大概是这样：

当用户进程调用了recvfrom这个系统调用，kernel就开始了IO的第一个阶段：准备数据。对于network io来说，很多时候数据在一开始还没有到达（比如，还没有收到一个完整的UDP包），这个时候kernel就要等待足够的数据到来。而在用户进程这边，整个进程会被阻塞。当kernel一直等到数据准备好了，它就会将数据从kernel中拷贝到用户内存，然后kernel返回结果，用户进程才解除block的状态，重新运行起来。
所以，blocking IO的特点就是在IO执行的两个阶段都被block了。

non-blocking IO

linux下，可以通过设置socket使其变为non-blocking。当对一个non-blocking socket执行读操作时，流程是这个样子：

从图中可以看出，当用户进程发出read操作时，如果kernel中的数据还没有准备好，那么它并不会block用户进程，而是立刻返回一个error。从用户进程角度讲 ，它发起一个read操作后，并不需要等待，而是马上就得到了一个结果。用户进程判断结果是一个error时，它就知道数据还没有准备好，于是它可以再次发送read操作。一旦kernel中的数据准备好了，并且又再次收到了用户进程的system call，那么它马上就将数据拷贝到了用户内存，然后返回。
所以，用户进程其实是需要不断的主动询问kernel数据好了没有。

IO multiplexing

IO multiplexing这个词可能有点陌生，但是如果我说select，epoll，大概就都能明白了。有些地方也称这种IO方式为event driven IO。我们都知道，select/epoll的好处就在于单个process就可以同时处理多个网络连接的IO。它的基本原理就是select/epoll这个function会不断的轮询所负责的所有socket，当某个socket有数据到达了，就通知用户进程。它的流程如图：

当用户进程调用了select，那么整个进程会被block，而同时，kernel会“监视”所有select负责的socket，当任何一个socket中的数据准备好了，select就会返回。这个时候用户进程再调用read操作，将数据从kernel拷贝到用户进程。
这个图和blocking IO的图其实并没有太大的不同，事实上，还更差一些。因为这里需要使用两个system call (select 和 recvfrom)，而blocking IO只调用了一个system call (recvfrom)。但是，用select的优势在于它可以同时处理多个connection。（多说一句。所以，如果处理的连接数不是很高的话，使用select/epoll的web server不一定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好，可能延迟还更大。select/epoll的优势并不是对于单个连接能处理得更快，而是在于能处理更多的连接。）
在IO multiplexing Model中，实际中，对于每一个socket，一般都设置成为non-blocking，但是，如上图所示，整个用户的process其实是一直被block的。只不过process是被select这个函数block，而不是被socket IO给block。

Asynchronous I/O

linux下的asynchronous IO其实用得很少。先看一下它的流程：

用户进程发起read操作之后，立刻就可以开始去做其它的事。而另一方面，从kernel的角度，当它受到一个asynchronous read之后，首先它会立刻返回，所以不会对用户进程产生任何block。然后，kernel会等待数据准备完成，然后将数据拷贝到用户内存，当这一切都完成之后，kernel会给用户进程发送一个signal，告诉它read操作完成了。

到目前为止，已经将四个IO Model都介绍完了。现在回过头来回答最初的那几个问题：blocking和non-blocking的区别在哪，synchronous IO和asynchronous IO的区别在哪。
先回答最简单的这个：blocking vs non-blocking。前面的介绍中其实已经很明确的说明了这两者的区别。调用blocking IO会一直block住对应的进程直到操作完成，而non-blocking IO在kernel还准备数据的情况下会立刻返回。

在说明synchronous IO和asynchronous IO的区别之前，需要先给出两者的定义。Stevens给出的定义（其实是POSIX的定义）是这样子的：
    A synchronous I/O operation causes the requesting process to be blocked until that I/O operation completes;
    An asynchronous I/O operation does not cause the requesting process to be blocked;
两者的区别就在于synchronous IO做”IO operation”的时候会将process阻塞。按照这个定义，之前所述的blocking IO，non-blocking IO，IO multiplexing都属于synchronous IO。有人可能会说，non-blocking IO并没有被block啊。这里有个非常“狡猾”的地方，定义中所指的”IO operation”是指真实的IO操作，就是例子中的recvfrom这个system call。non-blocking IO在执行recvfrom这个system call的时候，如果kernel的数据没有准备好，这时候不会block进程。但是，当kernel中数据准备好的时候，recvfrom会将数据从kernel拷贝到用户内存中，这个时候进程是被block了，在这段时间内，进程是被block的。而asynchronous IO则不一样，当进程发起IO 操作之后，就直接返回再也不理睬了，直到kernel发送一个信号，告诉进程说IO完成。在这整个过程中，进程完全没有被block。

各个IO Model的比较如图所示：

经过上面的介绍，会发现non-blocking IO和asynchronous IO的区别还是很明显的。在non-blocking IO中，虽然进程大部分时间都不会被block，但是它仍然要求进程去主动的check，并且当数据准备完成以后，也需要进程主动的再次调用recvfrom来将数据拷贝到用户内存。而asynchronous IO则完全不同。它就像是用户进程将整个IO操作交给了他人（kernel）完成，然后他人做完后发信号通知。在此期间，用户进程不需要去检查IO操作的状态，也不需要主动的去拷贝数据。

最后，再举几个不是很恰当的例子来说明这四个IO Model:
有A，B，C，D四个人在钓鱼：
A用的是最老式的鱼竿，所以呢，得一直守着，等到鱼上钩了再拉杆；
B的鱼竿有个功能，能够显示是否有鱼上钩，所以呢，B就和旁边的MM聊天，隔会再看看有没有鱼上钩，有的话就迅速拉杆；
C用的鱼竿和B差不多，但他想了一个好办法，就是同时放好几根鱼竿，然后守在旁边，一旦有显示说鱼上钩了，它就将对应的鱼竿拉起来；
D是个有钱人，干脆雇了一个人帮他钓鱼，一旦那个人把鱼钓上来了，就给D发个短信。

原帖地址：http://blog.csdn.net/historyasamirror/archive/2010/07/31/5778378.aspx

　　tmpfs

　　有人说在Windows下用了RAMDisk把一个项目编译时间从4.5小时减少到了5分钟，也许这个数字是有点夸张了，不过粗想想，把文件放到内存上做编译应该是比在磁盘上快多了吧，尤其如果编译器需要生成很多临时文件的话。

　　这个做法的实现成本最低，在Linux中，直接mount一个tmpfs就可以了。而且对所编译的工程没有任何要求，也不用改动编译环境。

　　mount -t tmpfs tmpfs ~/build -o size=1G

　　用2.6.32.2的Linux Kernel来测试一下编译速度：

　　用物理磁盘：40分16秒

　　用tmpfs：39分56秒

　　呃……没什么变化。看来编译慢很大程度上瓶颈并不在IO上面。但对于一个实际项目来说，编译过程中可能还会有打包等IO密集的操作，所以只要可能，用tmpfs是有益无害的。当然对于大项目来说，你需要有足够的内存才能负担得起这个tmpfs的开销。

　　make -j

　　既然IO不是瓶颈，那CPU就应该是一个影响编译速度的重要因素了。

　　用make -j带一个参数，可以把项目在进行并行编译，比如在一台双核的机器上，完全可以用make -j4，让make最多允许4个编译命令同时执行，这样可以更有效的利用CPU资源。

　　还是用Kernel来测试：

　　用make： 40分16秒

　　用make -j4：23分16秒

　　用make -j8：22分59秒

　　由此看来，在多核CPU上，适当的进行并行编译还是可以明显提高编译速度的。但并行的任务不宜太多，一般是以CPU的核心数目的两倍为宜。

　　不过这个方案不是完全没有cost的，如果项目的Makefile不规范，没有正确的设置好依赖关系，并行编译的结果就是编译不能正常进行。如果依赖关系设置过于保守，则可能本身编译的可并行度就下降了，也不能取得最佳的效果。

　　ccache

　　ccache用于把编译的中间结果进行缓存，以便在再次编译的时候可以节省时间。这对于玩Kernel来说实在是再好不过了，因为经常需要修改一些Kernel的代码，然后再重新编译，而这两次编译大部分东西可能都没有发生变化。对于平时开发项目来说，也是一样。为什么不是直接用make所支持的增量编译呢？还是因为现实中，因为Makefile的不规范，很可能这种“聪明”的方案根本不能正常工作，只有每次make clean再make才行。

　　安装完ccache后，可以在/usr/local/bin下建立gcc，g++，c++，cc的symbolic link，链到/usr/bin/ccache上。总之确认系统在调用gcc等命令时会调用到ccache就可以了（通常情况下/usr/local /bin会在PATH中排在/usr/bin前面）。

　　继续测试：

　　用ccache的第一次编译(make -j4)：23分38秒

　　用ccache的第二次编译(make -j4)：8分48秒

　　用ccache的第三次编译(修改若干配置，make -j4)：23分48秒

　　看来修改配置（我改了CPU类型...）对ccache的影响是很大的，因为基本头文件发生变化后，就导致所有缓存数据都无效了，必须重头来做。但如果只是修改一些.c文件的代码，ccache的效果还是相当明显的。而且使用ccache对项目没有特别的依赖，布署成本很低，这在日常工作中很实用。

　　可以用ccache -s来查看cache的使用和命中情况：

　　cache directory                     /home/lifanxi/.ccachecache hit                           7165cache miss                         14283called for link                       71not a C/C++file                     120no input file                       3045files in cache                     28566cache size                          81.7 Mbytesmax cache size                     976.6 Mbytes

　　可以看到，显然只有第二编次译时cache命中了，cache miss是第一次和第三次编译带来的。两次cache占用了81.7M的磁盘，还是完全可以接受的。

　　distcc

　　一台机器的能力有限，可以联合多台电脑一起来编译。这在公司的日常开发中也是可行的，因为可能每个开发人员都有自己的开发编译环境，它们的编译器版本一般是一致的，公司的网络也通常具有较好的性能。这时就是distcc大显身手的时候了。

　　使用distcc，并不像想象中那样要求每台电脑都具有完全一致的环境，它只要求源代码可以用make -j并行编译，并且参与分布式编译的电脑系统中具有相同的编译器。因为它的原理只是把预处理好的源文件分发到多台计算机上，预处理、编译后的目标文件的链接和其它除编译以外的工作仍然是在发起编译的主控电脑上完成，所以只要求发起编译的那台机器具备一套完整的编译环境就可以了。

　　distcc安装后，可以启动一下它的服务：

　　/usr/bin/distccd  --daemon --allow 10.64.0.0/16

　　默认的3632端口允许来自同一个网络的distcc连接。

　　然后设置一下DISTCC_HOSTS环境变量，设置可以参与编译的机器列表。通常localhost也参与编译，但如果可以参与编译的机器很多，则可以把localhost从这个列表中去掉，这样本机就完全只是进行预处理、分发和链接了，编译都在别的机器上完成。因为机器很多时，localhost的处理负担很重，所以它就不再“兼职”编译了。

　　export DISTCC_HOSTS="localhost 10.64.25.1 10.64.25.2 10.64.25.3"

　　然后与ccache类似把g++，gcc等常用的命令链接到/usr/bin/distcc上就可以了。

　　在make的时候，也必须用-j参数，一般是参数可以用所有参用编译的计算机CPU内核总数的两倍做为并行的任务数。

　　同样测试一下：

　　一台双核计算机，make -j4：23分16秒

　　两台双核计算机，make -j4：16分40秒

　　两台双核计算机，make -j8：15分49秒

　　跟最开始用一台双核时的23分钟相比，还是快了不少的。如果有更多的计算机加入，也可以得到更好的效果。

　　在编译过程中可以用distccmon-text来查看编译任务的分配情况。distcc也可以与ccache同时使用，通过设置一个环境变量就可以做到，非常方便。

　　总结一下：

　　tmpfs： 解决IO瓶颈，充分利用本机内存资源

　　make -j： 充分利用本机计算资源

　　distcc： 利用多台计算机资源

　　ccache： 减少重复编译相同代码的时间

　　这些工具的好处都在于布署的成本相对较低，综合利用这些工具，就可以轻轻松松的节省相当可观的时间。上面介绍的都是这些工具最基本的用法，更多的用法可以参考它们各自的man page。

1、系统V共享内存原理

进程间需要共享的数据被放在一个叫做IPC共享内存区域的地方，所有需要访问该共享区域的进程都要把该共享区域映射到本进程的地址空间中去。系统V共享内存通过shmget获得或创建一个IPC共享内存区域，并返回相应的标识符。内核在保证shmget获得或创建一个共享内存区，初始化该共享内存区相应的shmid_kernel结构注同时，还将在特殊文件系统shm中，创建并打开一个同名文件，并在内存中建立起该文件的相应dentry及inode结构，新打开的文件不属于任何一个进程（任何进程都可以访问该共享内存区）。所有这一切都是系统调用shmget完成的。

注：每一个共享内存区都有一个控制结构struct shmid_kernel，shmid_kernel是共享内存区域中非常重要的一个数据结构，它是存储管理和文件系统结合起来的桥梁，定义如下：

struct shmid_kernel /* private to the kernel */
            {
            struct kern_ipc_perm	shm_perm;
            struct file *		shm_file;
            int			id;
            unsigned long		shm_nattch;
            unsigned long		shm_segsz;
            time_t			shm_atim;
            time_t			shm_dtim;
            time_t			shm_ctim;
            pid_t			shm_cprid;
            pid_t			shm_lprid;
            };
            

该结构中最重要的一个域应该是shm_file，它存储了将被映射文件的地址。每个共享内存区对象都对应特殊文件系统shm中的一个文件，一般情况下，特殊文件系统shm中的文件是不能用read()、write()等方法访问的，当采取共享内存的方式把其中的文件映射到进程地址空间后，可直接采用访问内存的方式对其访问。

这里我们采用[1]中的图表给出与系统V共享内存相关数据结构：

正如消息队列和信号灯一样，内核通过数据结构struct ipc_ids shm_ids维护系统中的所有共享内存区域。上图中的shm_ids.entries变量指向一个ipc_id结构数组，而每个ipc_id结构数组中有个指向kern_ipc_perm结构的指针。到这里读者应该很熟悉了，对于系统V共享内存区来说，kern_ipc_perm的宿主是shmid_kernel结构，shmid_kernel是用来描述一个共享内存区域的，这样内核就能够控制系统中所有的共享区域。同时，在shmid_kernel结构的file类型指针shm_file指向文件系统shm中相应的文件，这样，共享内存区域就与shm文件系统中的文件对应起来。

在创建了一个共享内存区域后，还要将它映射到进程地址空间，系统调用shmat()完成此项功能。由于在调用shmget()时，已经创建了文件系统shm中的一个同名文件与共享内存区域相对应，因此，调用shmat()的过程相当于映射文件系统shm中的同名文件过程，原理与mmap()大同小异。

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2、系统V共享内存API

对于系统V共享内存，主要有以下几个API：shmget()、shmat()、shmdt()及shmctl()。

#include <sys/ipc.h>
            #include <sys/shm.h>
            

shmget（）用来获得共享内存区域的ID，如果不存在指定的共享区域就创建相应的区域。shmat()把共享内存区域映射到调用进程的地址空间中去，这样，进程就可以方便地对共享区域进行访问操作。shmdt()调用用来解除进程对共享内存区域的映射。shmctl实现对共享内存区域的控制操作。这里我们不对这些系统调用作具体的介绍，读者可参考相应的手册页面，后面的范例中将给出它们的调用方法。

注：shmget的内部实现包含了许多重要的系统V共享内存机制；shmat在把共享内存区域映射到进程空间时，并不真正改变进程的页表。当进程第一次访问内存映射区域访问时，会因为没有物理页表的分配而导致一个缺页异常，然后内核再根据相应的存储管理机制为共享内存映射区域分配相应的页表。

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3、系统V共享内存限制

在/proc/sys/kernel/目录下，记录着系统V共享内存的一下限制，如一个共享内存区的最大字节数shmmax，系统范围内最大共享内存区标识符数shmmni等，可以手工对其调整，但不推荐这样做。

在[2]中，给出了这些限制的测试方法，不再赘述。

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4、系统V共享内存范例

本部分将给出系统V共享内存API的使用方法，并对比分析系统V共享内存机制与mmap()映射普通文件实现共享内存之间的差异，首先给出两个进程通过系统V共享内存通信的范例：

/***** testwrite.c *******/
            #include <sys/ipc.h>
            #include <sys/shm.h>
            #include <sys/types.h>
            #include <unistd.h>
            typedef struct{
            char name[4];
            int age;
            } people;
            main(int argc, char** argv)
            {
            int shm_id,i;
            key_t key;
            char temp;
            people *p_map;
            char* name = "/dev/shm/myshm2";
            key = ftok(name,0);
            if(key==-1)
            perror("ftok error");
            shm_id=shmget(key,4096,IPC_CREAT);
            if(shm_id==-1)
            {
            perror("shmget error");
            return;
            }
            p_map=(people*)shmat(shm_id,NULL,0);
            temp='a';
            for(i = 0;i<10;i++)
            {
            temp+=1;
            memcpy((*(p_map+i)).name,&temp,1);
            (*(p_map+i)).age=20+i;
            }
            if(shmdt(p_map)==-1)
            perror(" detach error ");
            }
            /********** testread.c ************/
            #include <sys/ipc.h>
            #include <sys/shm.h>
            #include <sys/types.h>
            #include <unistd.h>
            typedef struct{
            char name[4];
            int age;
            } people;
            main(int argc, char** argv)
            {
            int shm_id,i;
            key_t key;
            people *p_map;
            char* name = "/dev/shm/myshm2";
            key = ftok(name,0);
            if(key == -1)
            perror("ftok error");
            shm_id = shmget(key,4096,IPC_CREAT);
            if(shm_id == -1)
            {
            perror("shmget error");
            return;
            }
            p_map = (people*)shmat(shm_id,NULL,0);
            for(i = 0;i<10;i++)
            {
            printf( "name:%s\n",(*(p_map+i)).name );
            printf( "age %d\n",(*(p_map+i)).age );
            }
            if(shmdt(p_map) == -1)
            perror(" detach error ");
            }
            

testwrite.c创建一个系统V共享内存区，并在其中写入格式化数据；testread.c访问同一个系统V共享内存区，读出其中的格式化数据。分别把两个程序编译为testwrite及testread，先后执行./testwrite及./testread 则./testread输出结果如下：

name: b	age 20;	name: c	age 21;	name: d	age 22;	name: e	age 23;	name: f	age 24;
            name: g	age 25;	name: h	age 26;	name: I	age 27;	name: j	age 28;	name: k	age 29;
            

通过对试验结果分析，对比系统V与mmap()映射普通文件实现共享内存通信，可以得出如下结论：

1、 系统V共享内存中的数据，从来不写入到实际磁盘文件中去；而通过mmap()映射普通文件实现的共享内存通信可以指定何时将数据写入磁盘文件中。注：前面讲到，系统V共享内存机制实际是通过映射特殊文件系统shm中的文件实现的，文件系统shm的安装点在交换分区上，系统重新引导后，所有的内容都丢失。

2、 系统V共享内存是随内核持续的，即使所有访问共享内存的进程都已经正常终止，共享内存区仍然存在（除非显式删除共享内存），在内核重新引导之前，对该共享内存区域的任何改写操作都将一直保留。

3、 通过调用mmap()映射普通文件进行进程间通信时，一定要注意考虑进程何时终止对通信的影响。而通过系统V共享内存实现通信的进程则不然。注：这里没有给出shmctl的使用范例，原理与消息队列大同小异。

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结论：

共享内存允许两个或多个进程共享一给定的存储区，因为数据不需要来回复制，所以是最快的一种进程间通信机制。共享内存可以通过mmap()映射普通文件（特殊情况下还可以采用匿名映射）机制实现，也可以通过系统V共享内存机制实现。应用接口和原理很简单，内部机制复杂。为了实现更安全通信，往往还与信号灯等同步机制共同使用。

共享内存涉及到了存储管理以及文件系统等方面的知识，深入理解其内部机制有一定的难度，关键还要紧紧抓住内核使用的重要数据结构。系统V共享内存是以文件的形式组织在特殊文件系统shm中的。通过shmget可以创建或获得共享内存的标识符。取得共享内存标识符后，要通过shmat将这个内存区映射到本进程的虚拟地址空间。

参考资料

[1] Understanding the Linux Kernel, 2nd Edition, By Daniel P. Bovet, Marco Cesati , 对各主题阐述得重点突出，脉络清晰。

[2] UNIX网络编程第二卷：进程间通信，作者：W.Richard Stevens，译者：杨继张，清华大学出版社。对mmap()有详细阐述。

[3] Linux内核源代码情景分析（上），毛德操、胡希明著，浙江大学出版社，给出了mmap()相关的源代码分析。

[4]shmget、shmat、shmctl、shmdt手册

Linux的2.2.x内核支持多种共享内存方式，如mmap()系统调用，Posix共享内存，以及系统V共享内存。linux发行版本如Redhat 8.0支持mmap()系统调用及系统V共享内存，但还没实现Posix共享内存，本文将主要介绍mmap()系统调用及系统V共享内存API的原理及应用。

一、内核怎样保证各个进程寻址到同一个共享内存区域的内存页面

1、page cache及swap cache中页面的区分：一个被访问文件的物理页面都驻留在page cache或swap cache中，一个页面的所有信息由struct page来描述。struct page中有一个域为指针mapping ，它指向一个struct address_space类型结构。page cache或swap cache中的所有页面就是根据address_space结构以及一个偏移量来区分的。

2、文件与address_space结构的对应：一个具体的文件在打开后，内核会在内存中为之建立一个struct inode结构，其中的i_mapping域指向一个address_space结构。这样，一个文件就对应一个address_space结构，一个address_space与一个偏移量能够确定一个page cache 或swap cache中的一个页面。因此，当要寻址某个数据时，很容易根据给定的文件及数据在文件内的偏移量而找到相应的页面。

3、进程调用mmap()时，只是在进程空间内新增了一块相应大小的缓冲区，并设置了相应的访问标识，但并没有建立进程空间到物理页面的映射。因此，第一次访问该空间时，会引发一个缺页异常。

4、对于共享内存映射情况，缺页异常处理程序首先在swap cache中寻找目标页（符合address_space以及偏移量的物理页），如果找到，则直接返回地址；如果没有找到，则判断该页是否在交换区(swap area)，如果在，则执行一个换入操作；如果上述两种情况都不满足，处理程序将分配新的物理页面，并把它插入到page cache中。进程最终将更新进程页表。
注：对于映射普通文件情况（非共享映射），缺页异常处理程序首先会在page cache中根据address_space以及数据偏移量寻找相应的页面。如果没有找到，则说明文件数据还没有读入内存，处理程序会从磁盘读入相应的页面，并返回相应地址，同时，进程页表也会更新。

5、所有进程在映射同一个共享内存区域时，情况都一样，在建立线性地址与物理地址之间的映射之后，不论进程各自的返回地址如何，实际访问的必然是同一个共享内存区域对应的物理页面。
注：一个共享内存区域可以看作是特殊文件系统shm中的一个文件，shm的安装点在交换区上。

上面涉及到了一些数据结构，围绕数据结构理解问题会容易一些。

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二、mmap()及其相关系统调用

mmap()系统调用使得进程之间通过映射同一个普通文件实现共享内存。普通文件被映射到进程地址空间后，进程可以向访问普通内存一样对文件进行访问，不必再调用read()，write（）等操作。

注：实际上，mmap()系统调用并不是完全为了用于共享内存而设计的。它本身提供了不同于一般对普通文件的访问方式，进程可以像读写内存一样对普通文件的操作。而Posix或系统V的共享内存IPC则纯粹用于共享目的，当然mmap()实现共享内存也是其主要应用之一。

1、mmap()系统调用形式如下：

void* mmap ( void * addr , size_t len , int prot , int flags , int fd , off_t offset )
参数fd为即将映射到进程空间的文件描述字，一般由open()返回，同时，fd可以指定为-1，此时须指定flags参数中的MAP_ANON，表明进行的是匿名映射（不涉及具体的文件名，避免了文件的创建及打开，很显然只能用于具有亲缘关系的进程间通信）。len是映射到调用进程地址空间的字节数，它从被映射文件开头offset个字节开始算起。prot 参数指定共享内存的访问权限。可取如下几个值的或：PROT_READ（可读） , PROT_WRITE （可写）, PROT_EXEC （可执行）, PROT_NONE（不可访问）。flags由以下几个常值指定：MAP_SHARED , MAP_PRIVATE , MAP_FIXED，其中，MAP_SHARED , MAP_PRIVATE必选其一，而MAP_FIXED则不推荐使用。offset参数一般设为0，表示从文件头开始映射。参数addr指定文件应被映射到进程空间的起始地址，一般被指定一个空指针，此时选择起始地址的任务留给内核来完成。函数的返回值为最后文件映射到进程空间的地址，进程可直接操作起始地址为该值的有效地址。这里不再详细介绍mmap()的参数，读者可参考mmap()手册页获得进一步的信息。

2、系统调用mmap()用于共享内存的两种方式：

（1）使用普通文件提供的内存映射：适用于任何进程之间；此时，需要打开或创建一个文件，然后再调用mmap()；典型调用代码如下：

	fd=open(name, flag, mode);
            if(fd<0)
            ...
            

ptr=mmap(NULL, len , PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED , fd , 0); 通过mmap()实现共享内存的通信方式有许多特点和要注意的地方，我们将在范例中进行具体说明。

（2）使用特殊文件提供匿名内存映射：适用于具有亲缘关系的进程之间；由于父子进程特殊的亲缘关系，在父进程中先调用mmap()，然后调用fork()。那么在调用fork()之后，子进程继承父进程匿名映射后的地址空间，同样也继承mmap()返回的地址，这样，父子进程就可以通过映射区域进行通信了。注意，这里不是一般的继承关系。一般来说，子进程单独维护从父进程继承下来的一些变量。而mmap()返回的地址，却由父子进程共同维护。
对于具有亲缘关系的进程实现共享内存最好的方式应该是采用匿名内存映射的方式。此时，不必指定具体的文件，只要设置相应的标志即可，参见范例2。

3、系统调用munmap()

int munmap( void * addr, size_t len )
该调用在进程地址空间中解除一个映射关系，addr是调用mmap()时返回的地址，len是映射区的大小。当映射关系解除后，对原来映射地址的访问将导致段错误发生。

4、系统调用msync()

int msync ( void * addr , size_t len, int flags)
一般说来，进程在映射空间的对共享内容的改变并不直接写回到磁盘文件中，往往在调用munmap（）后才执行该操作。可以通过调用msync()实现磁盘上文件内容与共享内存区的内容一致。

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三、mmap()范例

下面将给出使用mmap()的两个范例：范例1给出两个进程通过映射普通文件实现共享内存通信；范例2给出父子进程通过匿名映射实现共享内存。系统调用mmap()有许多有趣的地方，下面是通过mmap（）映射普通文件实现进程间的通信的范例，我们通过该范例来说明mmap()实现共享内存的特点及注意事项。

范例1：两个进程通过映射普通文件实现共享内存通信

范例1包含两个子程序：map_normalfile1.c及map_normalfile2.c。编译两个程序，可执行文件分别为map_normalfile1及map_normalfile2。两个程序通过命令行参数指定同一个文件来实现共享内存方式的进程间通信。map_normalfile2试图打开命令行参数指定的一个普通文件，把该文件映射到进程的地址空间，并对映射后的地址空间进行写操作。map_normalfile1把命令行参数指定的文件映射到进程地址空间，然后对映射后的地址空间执行读操作。这样，两个进程通过命令行参数指定同一个文件来实现共享内存方式的进程间通信。

下面是两个程序代码：

/*-------------map_normalfile1.c-----------*/
            #include <sys/mman.h>
            #include <sys/types.h>
            #include <fcntl.h>
            #include <unistd.h>
            typedef struct{
            char name[4];
            int  age;
            }people;
            main(int argc, char** argv) // map a normal file as shared mem:
            {
            int fd,i;
            people *p_map;
            char temp;
            fd=open(argv[1],O_CREAT|O_RDWR|O_TRUNC,00777);
            lseek(fd,sizeof(people)*5-1,SEEK_SET);
            write(fd,"",1);
            p_map = (people*) mmap( NULL,sizeof(people)*10,PROT_READ|PROT_WRITE,
            MAP_SHARED,fd,0 );
            close( fd );
            temp = 'a';
            for(i=0; i<10; i++)
            {
            temp += 1;
            memcpy( ( *(p_map+i) ).name, &temp,2 );
            ( *(p_map+i) ).age = 20+i;
            }
            printf(" initialize over \n ")；
            sleep(10);
            munmap( p_map, sizeof(people)*10 );
            printf( "umap ok \n" );
            }
            /*-------------map_normalfile2.c-----------*/
            #include <sys/mman.h>
            #include <sys/types.h>
            #include <fcntl.h>
            #include <unistd.h>
            typedef struct{
            char name[4];
            int  age;
            }people;
            main(int argc, char** argv)  // map a normal file as shared mem:
            {
            int fd,i;
            people *p_map;
            fd=open( argv[1],O_CREAT|O_RDWR,00777 );
            p_map = (people*)mmap(NULL,sizeof(people)*10,PROT_READ|PROT_WRITE,
            MAP_SHARED,fd,0);
            for(i = 0;i<10;i++)
            {
            printf( "name: %s age %d;\n",(*(p_map+i)).name, (*(p_map+i)).age );
            }
            munmap( p_map,sizeof(people)*10 );
            }
            

map_normalfile1.c首先定义了一个people数据结构，（在这里采用数据结构的方式是因为，共享内存区的数据往往是有固定格式的，这由通信的各个进程决定，采用结构的方式有普遍代表性）。map_normfile1首先打开或创建一个文件，并把文件的长度设置为5个people结构大小。然后从mmap()的返回地址开始，设置了10个people结构。然后，进程睡眠10秒钟，等待其他进程映射同一个文件，最后解除映射。

map_normfile2.c只是简单的映射一个文件，并以people数据结构的格式从mmap()返回的地址处读取10个people结构，并输出读取的值，然后解除映射。

分别把两个程序编译成可执行文件map_normalfile1和map_normalfile2后，在一个终端上先运行./map_normalfile2 /tmp/test_shm，程序输出结果如下：

initialize over
            umap ok
            

在map_normalfile1输出initialize over 之后，输出umap ok之前，在另一个终端上运行map_normalfile2 /tmp/test_shm，将会产生如下输出(为了节省空间，输出结果为稍作整理后的结果)：

name: b	age 20;	name: c	age 21;	name: d	age 22;	name: e	age 23;	name: f	age 24;
            name: g	age 25;	name: h	age 26;	name: I	age 27;	name: j	age 28;	name: k	age 29;
            

在map_normalfile1 输出umap ok后，运行map_normalfile2则输出如下结果：

name: b	age 20;	name: c	age 21;	name: d	age 22;	name: e	age 23;	name: f	age 24;
            name:	age 0;	name:	age 0;	name:	age 0;	name:	age 0;	name:	age 0;
            

从程序的运行结果中可以得出的结论

1、 最终被映射文件的内容的长度不会超过文件本身的初始大小，即映射不能改变文件的大小；

2、 可以用于进程通信的有效地址空间大小大体上受限于被映射文件的大小，但不完全受限于文件大小。打开文件被截短为5个people结构大小，而在map_normalfile1中初始化了10个people数据结构，在恰当时候（map_normalfile1输出initialize over 之后，输出umap ok之前）调用map_normalfile2会发现map_normalfile2将输出全部10个people结构的值，后面将给出详细讨论。
注：在linux中，内存的保护是以页为基本单位的，即使被映射文件只有一个字节大小，内核也会为映射分配一个页面大小的内存。当被映射文件小于一个页面大小时，进程可以对从mmap()返回地址开始的一个页面大小进行访问，而不会出错；但是，如果对一个页面以外的地址空间进行访问，则导致错误发生，后面将进一步描述。因此，可用于进程间通信的有效地址空间大小不会超过文件大小及一个页面大小的和。

3、 文件一旦被映射后，调用mmap()的进程对返回地址的访问是对某一内存区域的访问，暂时脱离了磁盘上文件的影响。所有对mmap()返回地址空间的操作只在内存中有意义，只有在调用了munmap()后或者msync()时，才把内存中的相应内容写回磁盘文件，所写内容仍然不能超过文件的大小。

范例2：父子进程通过匿名映射实现共享内存

#include <sys/mman.h>
            #include <sys/types.h>
            #include <fcntl.h>
            #include <unistd.h>
            typedef struct{
            char name[4];
            int  age;
            }people;
            main(int argc, char** argv)
            {
            int i;
            people *p_map;
            char temp;
            p_map=(people*)mmap(NULL,sizeof(people)*10,PROT_READ|PROT_WRITE,
            MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS,-1,0);
            if(fork() == 0)
            {
            sleep(2);
            for(i = 0;i<5;i++)
            printf("child read: the %d people's age is %d\n",i+1,(*(p_map+i)).age);
            (*p_map).age = 100;
            munmap(p_map,sizeof(people)*10); //实际上，进程终止时，会自动解除映射。
            exit();
            }
            temp = 'a';
            for(i = 0;i<5;i++)
            {
            temp += 1;
            memcpy((*(p_map+i)).name, &temp,2);
            (*(p_map+i)).age=20+i;
            }
            sleep(5);
            printf( "parent read: the first people,s age is %d\n",(*p_map).age );
            printf("umap\n");
            munmap( p_map,sizeof(people)*10 );
            printf( "umap ok\n" );
            }
            

考察程序的输出结果，体会父子进程匿名共享内存：

child read: the 1 people's age is 20
            child read: the 2 people's age is 21
            child read: the 3 people's age is 22
            child read: the 4 people's age is 23
            child read: the 5 people's age is 24
            parent read: the first people,s age is 100
            umap
            umap ok
            

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四、对mmap()返回地址的访问

前面对范例运行结构的讨论中已经提到，linux采用的是页式管理机制。对于用mmap()映射普通文件来说，进程会在自己的地址空间新增一块空间，空间大小由mmap()的len参数指定，注意，进程并不一定能够对全部新增空间都能进行有效访问。进程能够访问的有效地址大小取决于文件被映射部分的大小。简单的说，能够容纳文件被映射部分大小的最少页面个数决定了进程从mmap()返回的地址开始，能够有效访问的地址空间大小。超过这个空间大小，内核会根据超过的严重程度返回发送不同的信号给进程。可用如下图示说明：

注意：文件被映射部分而不是整个文件决定了进程能够访问的空间大小，另外，如果指定文件的偏移部分，一定要注意为页面大小的整数倍。下面是对进程映射地址空间的访问范例：

#include <sys/mman.h>
            #include <sys/types.h>
            #include <fcntl.h>
            #include <unistd.h>
            typedef struct{
            char name[4];
            int  age;
            }people;
            main(int argc, char** argv)
            {
            int fd,i;
            int pagesize,offset;
            people *p_map;
            pagesize = sysconf(_SC_PAGESIZE);
            printf("pagesize is %d\n",pagesize);
            fd = open(argv[1],O_CREAT|O_RDWR|O_TRUNC,00777);
            lseek(fd,pagesize*2-100,SEEK_SET);
            write(fd,"",1);
            offset = 0;	//此处offset = 0编译成版本1；offset = pagesize编译成版本2
            p_map = (people*)mmap(NULL,pagesize*3,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED,fd,offset);
            close(fd);
            for(i = 1; i<10; i++)
            {
            (*(p_map+pagesize/sizeof(people)*i-2)).age = 100;
            printf("access page %d over\n",i);
            (*(p_map+pagesize/sizeof(people)*i-1)).age = 100;
            printf("access page %d edge over, now begin to access page %d\n",i, i+1);
            (*(p_map+pagesize/sizeof(people)*i)).age = 100;
            printf("access page %d over\n",i+1);
            }
            munmap(p_map,sizeof(people)*10);
            }
            

如程序中所注释的那样，把程序编译成两个版本，两个版本主要体现在文件被映射部分的大小不同。文件的大小介于一个页面与两个页面之间（大小为：pagesize*2-99），版本1的被映射部分是整个文件，版本2的文件被映射部分是文件大小减去一个页面后的剩余部分，不到一个页面大小(大小为：pagesize-99)。程序中试图访问每一个页面边界，两个版本都试图在进程空间中映射pagesize*3的字节数。

版本1的输出结果如下：

pagesize is 4096
            access page 1 over
            access page 1 edge over, now begin to access page 2
            access page 2 over
            access page 2 over
            access page 2 edge over, now begin to access page 3
            Bus error		//被映射文件在进程空间中覆盖了两个页面，此时，进程试图访问第三个页面
            

版本2的输出结果如下：

pagesize is 4096
            access page 1 over
            access page 1 edge over, now begin to access page 2
            Bus error		//被映射文件在进程空间中覆盖了一个页面，此时，进程试图访问第二个页面
            

结论：采用系统调用mmap()实现进程间通信是很方便的，在应用层上接口非常简洁。内部实现机制区涉及到了linux存储管理以及文件系统等方面的内容，可以参考一下相关重要数据结构来加深理解。在本专题的后面部分，将介绍系统v共享内存的实现。

参考资料

[1] Understanding the Linux Kernel, 2nd Edition, By Daniel P. Bovet, Marco Cesati , 对各主题阐述得重点突出，脉络清晰。

[2] UNIX网络编程第二卷：进程间通信，作者：W.Richard Stevens，译者：杨继张，清华大学出版社。对mmap()有详细阐述。

[3] Linux内核源代码情景分析（上），毛德操、胡希明著，浙江大学出版社，给出了mmap()相关的源代码分析。

[4]mmap()手册

　　作用:共享内存区对象映射到调用进程的地址空间

[ 问题一: 运行GDB命令时提示"unable to read from GDB pseudo tty"? ]

有读者在试图执行GDB命令时，出现上面的提示。

出现这个问题是由于没有正确设置gdbprg变量。使用下面的命令设置一下GDB程序的位置即可解决此问题：

请把上面的/path/to/gdb替换成你计算机中GDB程序所在的路径。你可以把这句话加到你的vimrc中，这样每次启动vi时会自动设置此变量。

[ 问题二： 提示"GDB busy: command discarded, please try again"? ]

当你的程序需要用scanf()或者getchar()这类函数读取用户输入时，你可能会看到过这样的提示：

GDB busy: command discarded, please try again

出现这个提示，说明你的GDB正在等待用户输入，所以无法响应你所输入的其它GDB命令。

在使用vimgdb时，如果你的程序需要读取用户输入，你必须通过GDB的tty命令或run来重定向程序的标准输入。

首先，你打开一个终端(可以是xterm/rxvt/urxvt/putty/…)，在此终端内输入命令tty：

这条命令用来显示此终端所使用的设备文件名。获得了这个设备文件名后，你就可以重定向程序的标准输入输出到这个终端，在GDB中输入下面的命令：

执行完这条命令后，程序的标准输入/输出就被重定向到/dev/pts/17了，这样，当执行到scanf()或getchar()函数时，切换到那个终端输入指定参数，然后回车，程序就会继续向下执行。

[ 问题三： vimgdb可以在windows下使用吗? ]

vimgdb不能在windows下使用。不过你可以用作者提供的Clewn或Pyclewn。这两个程序可以在Windows的Vim/Gvim中使用。

这里有我写的一篇关于pyclewn的教程:在VIM中使用GDB调试 – pyclewn，clewn的用法与之类似。

[ 问题四： 按空格后vimgdb的命令窗口没有弹出来? ]

首先确保vimgdb的按键定义文件存在。执行下面的命令：

检查这条命令所列出的所有目录，如果任一目录中包含macros/gdb_mappings.vim文件，说明你的按键映射文件已经存在。如果你没有找到该文件，到vimgdb目录中找到这个命令，拷贝到上述任意一个目录中。

接下来用下面的命令加载vimgdb的键绑定：

现在，你应该可以使用vimgdb所定义的快捷键了。

vim是一个多模式的编辑器。就目前来看，主要有以下几个主要模式。

　　1.通常模式(n) 在其它任何一个模式下,用ESC或者 ctrl+c 键可以退到通常模式

　　2.插入模式(i) 在这个模式下,vim像一个常见的编辑器.在通常模式下,用i或者a可以进行本模式,当然,还有一些其它命令也可以.

　　3.可视模式(v) 在这个模式下,可以使用hjkl进行选择.然后进行copy,paste或者其它操作. 在通常模式下,用v命令进行可视模式.

　　4. 块操作模式(V) 这是块操作模式. 在通常模式下,用ctrl+v进入本模式.

　　5. 修改模式(R) 这是改写的模式.很多软件法用insert键来完成这个切换.在vim中,从通常模式用R即可进入改写模式.

　　6. 扩展命令模式(ex) 这是命令执行模式 在通常模式下用:切换到此模式.

移动光标
上:k nk:向上移动n行 9999k或gg可以移到第一行 G移到最后一行
下:j nj:向下移动n行
左:h nh:向左移动n列
右:l nl:向右移动n列

w：光标以单词向前移动 nw：光标向前移动n个单词 光标到单词的第一个字母上
b：与w相反
e: 光标以单词向前移动 ne：光标向前移动n个单词 光标到单词的最后一个字母上
ge:与e相反

$:移动光标到行尾 n$:移动到第n行的行尾
0（Num）：移动光标到行首
^:移动光标到行首第一个非空字符上去

f<a>:移动光标到当前行的字符a上，nf<a>移动光标到当前行的第n个a字符上
F:相反

%:移动到与制匹配的括号上去（），{}，[]，<>等。

nG:移动到第n行上 G:到最后一行

CTRL＋G 得到当前光标在文件中的位置

向前翻页：CTRL+F
向下移动半屏：CTRL＋G
向后翻页：CTRL+B

存盘：
:q! :不存盘退出
:e! :放弃修改文件内容，重新载入该文件编辑
:wq ：存盘退出

dw：删除一个单词,需将光标移到单词的第一个字母上，按dw，如果光标在单词任意位置，用daw
dnw:删除n个单词
dne:也可，只是删除到单词尾
dnl:向右删除n个字母
dnh:向左删除n个字母
dnj:向下删除n行
dnk:向上删除n行
d$：删除当前光标到改行的行尾的字母
dd：删除一行
cnw[word]:将n个word改变为word
cc:改变整行
C$:改变到行尾

J: 删除换行符，将光标移到改行，按shift+j删除行尾的换行符，下一行接上来了.
u: 撤销前一次的操作
shif+u(U):撤销对该行的所有操作。

:set showmode :设置显示工作模式

o：在当前行的下面另起一行
O（shift+o)：在当前行的上面另起一行

nk或nj：光标向上或向下移n行，n为数字
an!【ESC】：在行后面加n个感叹号(!)
nx:执行n次x(删除)操作

ZZ：保存当前文档并退出VIM

:help ：查看帮助文档，在这之中，按CTRL+] 进入超连接，按CTRL＋O 返回。
:help subject :看某一主题的帮助，ZZ 退出帮助

:set number / set nonumber :显示/不显示行号
:set ruler /set noruler:显示/不显示标尺

/pattern 正方向搜索一个字符模式
?pattern 反方向搜索一个字符模式
然后按n 继续向下找

把光标放到某个单词上面，然后按×号键，表示查找这个单词
查找整个单词：/\<word\>

:set hlsearch 高亮显示查找到的单词
:set nohlsearch 关闭改功能

m[a-z]:在文中做标记，标记号可为a-z的26个字母，用`a可以移动到标记a处

r:替换当前字符
nr字符：替换当前n个字符

查找替换：
way1:
/【word】 :查找某个word
cw【newword】:替换为新word
n: 继续查找
.: 执行替换

way2:
:s/string1/string2/g:在一行中将string1替换为string2,g表示执行 用c表示需要确认
:num1,num2 s/string1/string2/g:在行num1至num2中间将string1替换为string2
:1,$ s/string1/string2/g:在全文中将string1替换为string2

v:进入visual 模式
【ESC】退出
V:shift+v 进入行的visual 模式
CTRL+V:进如块操作模式用o和O改变选择的边的大小。

粘贴：p，这是粘贴用x或d删除的文本
复制：
ynw：复制n个单词
yy：复制一行
ynl:复制n个字符
y$:复制当前光标至行尾处
nyy:拷贝n行
完了用p粘贴

:split:分割一个窗口
:split file.c ：为另一个文件file.c分隔窗口
:nsplit file.c: 为另一个文件file.c分隔窗口，并指定其行数
CTRL＋W在窗口中切换
:close：关闭当前窗口

在所有行插入相同的内容如include<，操作方法如下：
将光标移到开始插入的位置，按CTRL+V进入VISUAL模式，选择好模块后
按I（shift+i)，后插入要插入的文本，按[ESC]完成。

:read file.c 将文件file.c的内容插入到当前光标所在的下面
:0read file.c 将文件file.c的内容插入到当前文件的开始处(第0行）
:nread file.c 将文件file.c的内容插入到当前文件的第n行后面
:read !cmd :将外部命令cmd的输出插如到当前光标所在的下面

:n1,n2 write temp.c 将本文件中的n1,到n2行写入temp.c这个文件中去

CTRL＋L刷新屏幕
shift + < 左移一行
shift + > 右移一行

u: undo
CTRL+R: re-do
J: 合并一行
CTRL+p 自动完成功能
CTRL+g 查看当前文件全路径

q[a-z] 开始记录但前开始的操作为宏，名称可为【a-z】，然后用q终止录制宏。
用reg显示当前定义的所有的宏，用@[a-z]来在当前光标处执行宏[a-z].

linux下不熟悉vim命令实在是说不过去了，下面是常用的vim命令列表。vim是linux下命令行一款经典编辑器操作简单功能强大，这是很多unix上元老级程序员的挚爱。我本地机器上一直使用的是vim+ctags组合，很受用。

进入vi的命令
vi filename :打开或新建文件，并将光标置于第一行首
vi +n filename ：打开文件，并将光标置于第n行首
vi + filename ：打开文件，并将光标置于最后一行首
vi +/pattern filename：打开文件，并将光标置于第一个与pattern匹配的串处
vi -r filename ：在上次正用vi编辑时发生系统崩溃，恢复filename
vi filename….filename ：打开多个文件，依次编辑

移动光标类命令
h ：光标左移一个字符
l ：光标右移一个字符
space：光标右移一个字符
Backspace：光标左移一个字符
k或Ctrl+p：光标上移一行
j或Ctrl+n ：光标下移一行
Enter ：光标下移一行
w或W ：光标右移一个字至字首
b或B ：光标左移一个字至字首
e或E ：光标右移一个字j至字尾
) ：光标移至句尾
( ：光标移至句首
}：光标移至段落开头
{：光标移至段落结尾
nG：光标移至第n行首
n+：光标下移n行
n-：光标上移n行
n$：光标移至第n行尾
H ：光标移至屏幕顶行
M ：光标移至屏幕中间行
L ：光标移至屏幕最后行
0：（注意是数字零）光标移至当前行首
$：光标移至当前行尾

屏幕翻滚类命令
Ctrl+u：向文件首翻半屏
Ctrl+d：向文件尾翻半屏
Ctrl+f：向文件尾翻一屏
Ctrl＋b；向文件首翻一屏
nz：将第n行滚至屏幕顶部，不指定n时将当前行滚至屏幕顶部。

插入文本类命令
i ：在光标前
I ：在当前行首
a：光标后
A：在当前行尾
o：在当前行之下新开一行
O：在当前行之上新开一行
r：替换当前字符
R：替换当前字符及其后的字符，直至按ESC键
s：从当前光标位置处开始，以输入的文本替代指定数目的字符
S：删除指定数目的行，并以所输入文本代替之
ncw或nCW：修改指定数目的字
nCC：修改指定数目的行

删除命令
ndw或ndW：删除光标处开始及其后的n-1个字
do：删至行首
d$：删至行尾
ndd：删除当前行及其后n-1行
x或X：删除一个字符，x删除光标后的，而X删除光标前的
Ctrl+u：删除输入方式下所输入的文本

搜索及替换命令 :
/pattern：从光标开始处向文件尾搜索pattern
?pattern：从光标开始处向文件首搜索pattern
n：在同一方向重复上一次搜索命令
N：在反方向上重复上一次搜索命令
：s/p1/p2/g：将当前行中所有p1均用p2替代
：n1,n2s/p1/p2/g：将第n1至n2行中所有p1均用p2替代
：g/p1/s//p2/g：将文件中所有p1均用p2替换

选项设置
all：列出所有选项设置情况
term：设置终端类型
ignorance：在搜索中忽略大小写
list：显示制表位(Ctrl+I)和行尾标志（$)
number：显示行号
report：显示由面向行的命令修改过的数目
terse：显示简短的警告信息
warn：在转到别的文件时若没保存当前文件则显示NO write信息
nomagic：允许在搜索模式中，使用前面不带“\”的特殊字符
nowrapscan：禁止vi在搜索到达文件两端时，又从另一端开始
mesg：允许vi显示其他用户用write写到自己终端上的信息

最后行方式命令
：n1,n2 co n3：将n1行到n2行之间的内容拷贝到第n3行下
：n1,n2 m n3：将n1行到n2行之间的内容移至到第n3行下
：n1,n2 d ：将n1行到n2行之间的内容删除
：w ：保存当前文件
：e filename：打开文件filename进行编辑
：x：保存当前文件并退出
：q：退出vi
：q!：不保存文件并退出vi
：!command：执行shell命令command
：n1,n2 w!command：将文件中n1行至n2行的内容作为command的输入并执行之，若不指
定n1，n2，则表示将整个文件内容作为command的输入
：r!command：将命令command的输出结果放到当前行 。