今天修改语言时突然发现这个问题，hoho～～～
然后就修正为GMT+8东八区了，亲爱的时间终于对了
2007年7月31日星期二
setsockopt函数
int setsockopt (
SOCKET s,
int level,
int optname,
const char FAR * optval,
int optlen
);
The Windows Sockets setsockopt function sets a socket option.
中文解释好像是：设置套接字的选项。
先看如下代码：
setsockopt(SockRaw,IPPROTO_IP,IP_HDRINCL,(char *)&flag,sizeof(int))
这里是设置SockRaw这个套接字的ip选项中的IP_HDRINCL
参考以下资料：
***************************************************************************************************
Linux网络编程--8. 套接字选项
有时候我们要控制套接字的行为(如修改缓冲区的大小),这个时候我们就要控制套接字的选项了.
8.1 getsockopt和setsockopt
int getsockopt(int sockfd,int level,int optname,void *optval,socklen_t *optlen)
int setsockopt(int sockfd,int level,int optname,const void *optval,socklen_t *optlen)
level指定控制套接字的层次.可以取三种值:
1)SOL_SOCKET:通用套接字选项.
2)IPPROTO_IP:IP选项.
3)IPPROTO_TCP:TCP选项.
optname指定控制的方式(选项的名称),我们下面详细解释
optval获得或者是设置套接字选项.根据选项名称的数据类型进行转换
选项名称 说明 数据类型
========================================================================
SOL_SOCKET
------------------------------------------------------------------------
SO_BROADCAST 允许发送广播数据 int
SO_DEBUG 允许调试 int
SO_DONTROUTE 不查找路由 int
SO_ERROR 获得套接字错误 int
SO_KEEPALIVE 保持连接 int
SO_LINGER 延迟关闭连接 struct linger
SO_OOBINLINE 带外数据放入正常数据流 int
SO_RCVBUF 接收缓冲区大小 int
SO_SNDBUF 发送缓冲区大小 int
SO_RCVLOWAT 接收缓冲区下限 int
SO_SNDLOWAT 发送缓冲区下限 int
SO_RCVTIMEO 接收超时 struct timeval
SO_SNDTIMEO 发送超时 struct timeval
SO_REUSERADDR 允许重用本地地址和端口 int
SO_TYPE 获得套接字类型 int
SO_BSDCOMPAT 与BSD系统兼容 int
==========================================================================
IPPROTO_IP
--------------------------------------------------------------------------
IP_HDRINCL 在数据包中包含IP首部 int
IP_OPTINOS IP首部选项 int
IP_TOS 服务类型
IP_TTL 生存时间 int
==========================================================================
IPPRO_TCP
--------------------------------------------------------------------------
TCP_MAXSEG TCP最大数据段的大小 int
TCP_NODELAY 不使用Nagle算法 int
=========================================================================
关于这些选项的详细情况请查看 Linux Programmer"s Manual
8.2 ioctl
ioctl可以控制所有的文件描述符的情况,这里介绍一下控制套接字的选项.
int ioctl(int fd,int req,...)
==========================================================================
ioctl的控制选项
--------------------------------------------------------------------------
SIOCATMARK 是否到达带外标记 int
FIOASYNC 异步输入/输出标志 int
FIONREAD 缓冲区可读的字节数 int
==========================================================================
详细的选项请用 man ioctl_list 查看.
int setsockopt(
SOCKET s,
int level,
int optname,
const char* optval,
int optlen
);
s(套接字): 指向一个打开的套接口描述字
level:(级别)： 指定选项代码的类型。
SOL_SOCKET: 基本套接口
IPPROTO_IP: IPv4套接口
IPPROTO_IPV6: IPv6套接口
IPPROTO_TCP: TCP套接口
optname(选项名)： 选项名称
optval(选项值): 是一个指向变量的指针 类型：整形，套接口结构， 其他结构类型:linger{}, timeval{ }
optlen(选项长度) ：optval 的大小
返回值：标志打开或关闭某个特征的二进制选项
[/code:1:59df4ce128]
========================================================================
SOL_SOCKET
------------------------------------------------------------------------
SO_BROADCAST 允许发送广播数据 int
适用於 UDP socket。其意义是允许 UDP socket 「广播」（broadcast）讯息到网路上。
SO_DEBUG 允许调试 int
SO_DONTROUTE 不查找路由 int
SO_ERROR 获得套接字错误 int
SO_KEEPALIVE 保持连接 int
检测对方主机是否崩溃，避免（服务器）永远阻塞于TCP连接的输入。 设置该选项后，如果2小时内在此套接口的任一方向都没有数据交换，TCP就自动给对方 发一个保持存活探测分节(keepalive probe)。这是一个对方必须响应的TCP分节.它会导致以下三种情况： 对方接收一切正常：以期望的 ACK响应。2小时后，TCP将发出另一个探测分节。 对方已崩溃且已重新启动：以RST响应。套接口的待处理错误被置为ECONNRESET，套接 口本身则被关闭。 对方无任何响应：源自berkeley的TCP发送另外8个探测分节，相隔75秒一个，试图得到 一个响应。在发出第一个探测分节11分钟15秒后若仍无响应就放弃。套接口的待处理错 误被置为ETIMEOUT，套接口本身则被关闭。如ICMP错误是“host unreachable (主机不 可达)”，说明对方主机并没有崩溃，但是不可达，这种情况下待处理错误被置为 EHOSTUNREACH。
SO_DONTLINGER 若为真，则SO_LINGER选项被禁止。
SO_LINGER 延迟关闭连接 struct linger
上面这两个选项影响close行为
选项 间隔 关闭方式 等待关闭与否
SO_DONTLINGER 不关心 优雅 否
SO_LINGER 零 强制 否
SO_LINGER 非零 优雅 是
若设置了SO_LINGER（亦即linger结构中的l_onoff域设为非零，参见2.4，4.1.7和4.1.21各节），并设置了零超时间隔，则 closesocket()不被阻塞立即执行，不论是否有排队数据未发送或未被确认。这种关闭方式称为“强制”或“失效”关闭，因为套接口的虚电路立即被复位，且丢失了未发送的数据。在远端的recv()调用将以WSAECONNRESET出错。
若设置了SO_LINGER并确定了非零的超时间隔，则closesocket()调用阻塞进程，直到所剩数据发送完毕或超时。这种关闭称为“优雅的”关闭。请注意如果套接口置为非阻塞且 SO_LINGER设为非零超时，则closesocket()调用将以WSAEWOULDBLOCK错误返回。
若在一个流类套接口上设置了 SO_DONTLINGER（也就是说将linger结构的l_onoff域设为零；参见2.4，4.1.7，4.1.21节），则 closesocket()调用立即返回。但是，如果可能，排队的数据将在套接口关闭前发送。请注意，在这种情况下WINDOWS套接口实现将在一段不确定的时间内保留套接口以及其他资源，这对于想用所以套接口的应用程序来说有一定影响。
SO_OOBINLINE 带外数据放入正常数据流,在普通数据流中接收带外数据 int
SO_RCVBUF 接收缓冲区大小 int
设置接收缓冲区的保留大小
与 SO_MAX_MSG_SIZE 或TCP滑动窗口无关，如果一般发送的包很大很频繁，那么使用这个选项
SO_SNDBUF 发送缓冲区大小 int
设置发送缓冲区的保留大小
与 SO_MAX_MSG_SIZE 或TCP滑动窗口无关，如果一般发送的包很大很频繁，那么使用这个选项
每个套接口都有一个发送缓冲区和一个接收缓冲区。 接收缓冲区被TCP和UDP用来将接收到的数据一直保存到由应用进程来读。 TCP：TCP通告另一端的窗口大小。 TCP套接口接收缓冲区不可能溢出，因为对方不允许发出超过所通告窗口大小的数据。 这就是TCP的流量控制，如果对方无视窗口大小而发出了超过宙口大小的数据，则接 收方TCP将丢弃它。 UDP：当接收到的数据报装不进套接口接收缓冲区时，此数据报就被丢弃。UDP是没有 流量控制的；快的发送者可以很容易地就淹没慢的接收者，导致接收方的UDP丢弃数据报。
SO_RCVLOWAT 接收缓冲区下限 int
SO_SNDLOWAT 发送缓冲区下限 int
每个套接口都有一个接收低潮限度和一个发送低潮限度。它们是函数selectt使用的， 接收低潮限度是让select返回“可读”而在套接口接收缓冲区中必须有的数据总量。 ——对于一个TCP或UDP套接口，此值缺省为1。发送低潮限度是让select返回“可写” 而在套接口发送缓冲区中必须有的可用空间。对于TCP套接口，此值常缺省为2048。 对于UDP使用低潮限度， 由于其发送缓冲区中可用空间的字节数是从不变化的，只要 UDP套接口发送缓冲区大小大于套接口的低潮限度，这样的UDP套接口就总是可写的。 UDP没有发送缓冲区，只有发送缓冲区的大小。
SO_RCVTIMEO 接收超时 struct timeval
SO_SNDTIMEO 发送超时 struct timeval
SO_REUSERADDR 允许重用本地地址和端口 int
充许绑定已被使用的地址（或端口号），可以参考bind的man
SO_EXCLUSIVEADDRUSE
独占模式使用端口,就是不充许和其它程序使用SO_REUSEADDR共享的使用某一端口。
在确定多重绑定使用谁的时候，根据一条原则是谁的指定最明确则将包递交给谁，而且没有权限之分，也就是说低级权限的用户是可以重绑定在高级权限如服务启动的端口上的,这是非常重大的一个安全隐患,
如果不想让自己程序被监听，那么使用这个选项
SO_TYPE 获得套接字类型 int
SO_BSDCOMPAT 与BSD系统兼容 int
==========================================================================
IPPROTO_IP
--------------------------------------------------------------------------
IP_HDRINCL 在数据包中包含IP首部 int
这个选项常用于黑客技术中，隐藏自己的IP地址
IP_OPTINOS IP首部选项 int
IP_TOS 服务类型
IP_TTL 生存时间 int
以下IPV4选项用于组播
IPv4 选项 数据类型 描 述
IP_ADD_MEMBERSHIP struct ip_mreq 加入到组播组中
IP_ROP_MEMBERSHIP struct ip_mreq 从组播组中退出
IP_MULTICAST_IF struct ip_mreq 指定提交组播报文的接口
IP_MULTICAST_TTL u_char 指定提交组播报文的TTL
IP_MULTICAST_LOOP u_char 使组播报文环路有效或无效
在头文件中定义了ip_mreq结构：
[code:1:63724de67f]
struct ip_mreq {
struct in_addr imr_multiaddr; /* IP multicast address of group */
struct in_addr imr_interface; /* local IP address of interface */
};
[/code:1:63724de67f]
若进程要加入到一个组播组中，用soket的setsockopt()函数发送该选项。该选项类型是ip_mreq结构，它的第一个字段imr_multiaddr指定了组播组的地址，第二个字段imr_interface指定了接口的IPv4地址。
IP_DROP_MEMBERSHIP
该选项用来从某个组播组中退出。数据结构ip_mreq的使用方法与上面相同。
IP_MULTICAST_IF
该选项可以修改网络接口，在结构ip_mreq中定义新的接口。
IP_MULTICAST_TTL
设置组播报文的数据包的TTL（生存时间）。默认值是1，表示数据包只能在本地的子网中传送。
IP_MULTICAST_LOOP
组播组中的成员自己也会收到它向本组发送的报文。这个选项用于选择是否激活这种状态。
无双 回复于：2003-05-08 21:21:52
IPPRO_TCP
--------------------------------------------------------------------------
TCP_MAXSEG TCP最大数据段的大小 int
获取或设置TCP连接的最大分节大小(MSS)。返回值是我们的TCP发送给另一端的最大 数据量，它常常就是由另一端用SYN分节通告的MSS，除非我们的TCP选择使用一个比 对方通告的MSS小些的值。如果此值在套接口连接之前取得，则返回值为未从另·—端 收到Mss选项的情况下所用的缺省值。小于此返回值的信可能真正用在连接上，因为譬 如说使用时间戳选项的话，它在每个分节上占用12字节的TCP选项容量。我们的TcP将 发送的每个分节的最大数据量也可在连接存活期内改变，但前提是TCP要支持路径MTU 发现功能。如果到对方的路径改变了，此值可上下调整。
TCP_NODELAY 不使用Nagle算法 int
指定TCP开始发送保持存活探测分节前以秒为单位的连接空闲时间。缺省值至少必须为7200秒，即2小时。此选项仅在SO_KEPALIVEE套接口选项打开时才有效。
TCP_NODELAY 和 TCP_CORK，
这两个选项都对网络连接的行为具有重要的作用。许多UNIX系统都实现了TCP_NODELAY选项，但是，TCP_CORK则是Linux系统所独有的而且相对较新；它首先在内核版本2.4上得以实现。此外，其他UNIX系统版本也有功能类似的选项，值得注意的是，在某种由BSD派生的系统上的 TCP_NOPUSH选项其实就是TCP_CORK的一部分具体实现。
TCP_NODELAY和TCP_CORK基本上控制了包的 “Nagle化”，Nagle化在这里的含义是采用Nagle算法把较小的包组装为更大的帧。John Nagle是Nagle算法的发明人，后者就是用他的名字来命名的，他在1984年首次用这种方法来尝试解决福特汽车公司的网络拥塞问题（欲了解详情请参看IETF RFC 896）。他解决的问题就是所谓的silly window syndrome ，中文称“愚蠢窗口症候群”，具体含义是，因为普遍终端应用程序每产生一次击键操作就会发送一个包，而典型情况下一个包会拥有一个字节的数据载荷以及40个字节长的包头，于是产生4000%的过载，很轻易地就能令网络发生拥塞,。 Nagle化后来成了一种标准并且立即在因特网上得以实现。它现在已经成为缺省配置了，但在我们看来，有些场合下把这一选项关掉也是合乎需要的。
现在让我们假设某个应用程序发出了一个请求，希望发送小块数据。我们可以选择立即发送数据或者等待产生更多的数据然后再一次发送两种策略。如果我们马上发送数据，那么交互性的以及客户/服务器型的应用程序将极大地受益。例如，当我们正在发送一个较短的请求并且等候较大的响应时，相关过载与传输的数据总量相比就会比较低，而且，如果请求立即发出那么响应时间也会快一些。以上操作可以通过设置套接字的TCP_NODELAY选项来完成，这样就禁用了Nagle算法。
另外一种情况则需要我们等到数据量达到最大时才通过网络一次发送全部数据，这种数据传输方式有益于大量数据的通信性能，典型的应用就是文件服务器。应用 Nagle算法在这种情况下就会产生问题。但是，如果你正在发送大量数据，你可以设置TCP_CORK选项禁用Nagle化，其方式正好同 TCP_NODELAY相反（TCP_CORK 和 TCP_NODELAY 是互相排斥的）。下面就让我们仔细分析下其工作原理。
假设应用程序使用sendfile()函数来转移大量数据。应用协议通常要求发送某些信息来预先解释数据，这些信息其实就是报头内容。典型情况下报头很小，而且套接字上设置了TCP_NODELAY。有报头的包将被立即传输，在某些情况下（取决于内部的包计数器），因为这个包成功地被对方收到后需要请求对方确认。这样，大量数据的传输就会被推迟而且产生了不必要的网络流量交换。
但是，如果我们在套接字上设置了TCP_CORK（可以比喻为在管道上插入 “塞子”）选项，具有报头的包就会填补大量的数据，所有的数据都根据大小自动地通过包传输出去。当数据传输完成时，最好取消TCP_CORK 选项设置给连接“拔去塞子”以便任一部分的帧都能发送出去。这同“塞住”网络连接同等重要。
总而言之，如果你肯定能一起发送多个数据集合（例如HTTP响应的头和正文），那么我们建议你设置TCP_CORK选项，这样在这些数据之间不存在延迟。能极大地有益于WWW、FTP以及文件服务器的性能，同时也简化了你的工作。示例代码如下：
intfd, on = 1;
…
/* 此处是创建套接字等操作，出于篇幅的考虑省略*/
…
setsockopt (fd, SOL_TCP, TCP_CORK, &on, sizeof (on)); /* cork */
write (fd, …);
fprintf (fd, …);
sendfile (fd, …);
write (fd, …);
sendfile (fd, …);
…
on = 0;
setsockopt (fd, SOL_TCP, TCP_CORK, &on, sizeof (on)); /* 拔去塞子 */
不幸的是，许多常用的程序并没有考虑到以上问题。例如，Eric Allman编写的sendmail就没有对其套接字设置任何选项。
Apache HTTPD 是因特网上最流行的Web服务器，它的所有套接字就都设置了TCP_NODELAY选项，而且其性能也深受大多数用户的满意。这是为什么呢？答案就在于实现的差别之上。由BSD衍生的TCP/IP协议栈（值得注意的是FreeBSD）在这种状况下的操作就不同。当在TCP_NODELAY 模式下提交大量小数据块传输时，大量信息将按照一次write()函数调用发送一块数据的方式发送出去。然而，因为负责请求交付确认的记数器是面向字节而非面向包（在 Linux上）的，所以引入延迟的概率就降低了很多。结果仅仅和全部数据的大小有关系。而 Linux 在第一包到达之后就要求确认，FreeBSD则在进行如此操作之前会等待好几百个包。
在Linux系统上，TCP_NODELAY的效果同习惯于BSD TCP/IP协议栈的开发者所期望的效果有很大不同，而且在Linux上的Apache性能表现也会更差些。其他在Linux上频繁采用TCP_NODELAY的应用程序也有同样的问题。
TCP_DEFER_ACCEPT
我们首先考虑的第1个选项是TCP_DEFER_ACCEPT（这是Linux系统上的叫法，其他一些操作系统上也有同样的选项但使用不同的名字）。为了理解TCP_DEFER_ACCEPT选项的具体思想，我们有必要大致阐述一下典型的HTTP客户/服务器交互过程。请回想下TCP是如何与传输数据的目标建立连接的。在网络上，在分离的单元之间传输的信息称为IP包（或IP 数据报）。一个包总有一个携带服务信息的包头，包头用于内部协议的处理，并且它也可以携带数据负载。服务信息的典型例子就是一套所谓的标志，它把包标记代表TCP/IP协议栈内的特殊含义，例如收到包的成功确认等等。通常，在经过“标记”的包里携带负载是完全可能的，但有时，内部逻辑迫使TCP/IP协议栈发出只有包头的IP包。这些包经常会引发讨厌的网络延迟而且还增加了系统的负载，结果导致网络性能在整体上降低。
现在服务器创建了一个套接字同时等待连接。TCP/IP式的连接过程就是所谓“3次握手”。首先，客户程序发送一个设置SYN标志而且不带数据负载的TCP包（一个SYN包）。服务器则以发出带SYN/ACK标志的数据包（一个SYN/ACK包）作为刚才收到包的确认响应。客户随后发送一个ACK包确认收到了第2个包从而结束连接过程。在收到客户发来的这个SYN/ACK包之后，服务器会唤醒一个接收进程等待数据到达。当3次握手完成后，客户程序即开始把“有用的”的数据发送给服务器。通常，一个HTTP请求的量是很小的而且完全可以装到一个包里。但是，在以上的情况下，至少有4个包将用来进行双向传输，这样就增加了可观的延迟时间。此外，你还得注意到，在“有用的”数据被发送之前，接收方已经开始在等待信息了。
为了减轻这些问题所带来的影响，Linux（以及其他的一些操作系统）在其TCP实现中包括了TCP_DEFER_ACCEPT选项。它们设置在侦听套接字的服务器方，该选项命令内核不等待最后的ACK包而且在第1个真正有数据的包到达才初始化侦听进程。在发送SYN/ACK包之后，服务器就会等待客户程序发送含数据的IP包。现在，只需要在网络上传送3个包了，而且还显著降低了连接建立的延迟，对HTTP通信而言尤其如此。
这一选项在好些操作系统上都有相应的对等物。例如，在FreeBSD上，同样的行为可以用以下代码实现：
/* 为明晰起见，此处略去无关代码 */
struct accept_filter_arg af = { "dataready", "" };
setsockopt(s, SOL_SOCKET, SO_ACCEPTFILTER, &af, sizeof(af));
这个特征在FreeBSD上叫做“接受过滤器”，而且具有多种用法。不过，在几乎所有的情况下其效果与TCP_DEFER_ACCEPT是一样的：服务器不等待最后的ACK包而仅仅等待携带数据负载的包。要了解该选项及其对高性能Web服务器的重要意义的更多信息请参考Apache文档上的有关内容。
就HTTP 客户/服务器交互而言，有可能需要改变客户程序的行为。客户程序为什么要发送这种“无用的”ACK包呢？这是因为，TCP协议栈无法知道ACK包的状态。如果采用FTP而非HTTP，那么客户程序直到接收了FTP服务器提示的数据包之后才发送数据。在这种情况下，延迟的ACK将导致客户/服务器交互出现延迟。为了确定ACK是否必要，客户程序必须知道应用程序协议及其当前状态。这样，修改客户行为就成为必要了。
对Linux客户程序来说，我们还可以采用另一个选项，它也被叫做TCP_DEFER_ACCEPT。我们知道，套接字分成两种类型，侦听套接字和连接套接字，所以它们也各自具有相应的 TCP选项集合。因此，经常同时采用的这两类选项却具有同样的名字也是完全可能的。在连接套接字上设置该选项以后，客户在收到一个SYN/ACK包之后就不再发送ACK包，而是等待用户程序的下一个发送数据请求；因此，服务器发送的包也就相应减少了。
TCP_QUICKACK
阻止因发送无用包而引发延迟的另一个方法是使用TCP_QUICKACK选项。这一选项与 TCP_DEFER_ACCEPT不同，它不但能用作管理连接建立过程而且在正常数据传输过程期间也可以使用。另外，它能在客户/服务器连接的任何一方设置。如果知道数据不久即将发送，那么推迟ACK包的发送就会派上用场，而且最好在那个携带数据的数据包上设置ACK 标志以便把网络负载减到最小。当发送方肯定数据将被立即发送（多个包）时，TCP_QUICKACK 选项可以设置为0。对处于“连接”状态下的套接字该选项的缺省值是1，首次使用以后内核将把该选项立即复位为1（这是个一次性的选项）。
在某些情形下，发出ACK包则非常有用。ACK包将确认数据块的接收，而且，当下一块被处理时不至于引入延迟。这种数据传输模式对交互过程是相当典型的，因为此类情况下用户的输入时刻无法预测。在Linux系统上这就是缺省的套接字行为。
在上述情况下，客户程序在向服务器发送HTTP请求，而预先就知道请求包很短所以在连接建立之后就应该立即发送，这可谓HTTP的典型工作方式。既然没有必要发送一个纯粹的ACK包，所以设置TCP_QUICKACK为0以提高性能是完全可能的。在服务器方，这两种选项都只能在侦听套接字上设置一次。所有的套接字，也就是被接受呼叫间接创建的套接字则会继承原有套接字的所有选项。
通过TCP_CORK、TCP_DEFER_ACCEPT和 TCP_QUICKACK选项的组合，参与每一HTTP交互的数据包数量将被降低到最小的可接受水平（根据TCP协议的要求和安全方面的考虑）。结果不仅是获得更快的数据传输和请求处理速度而且还使客户/服务器双向延迟实现了最小化。
socket
socket
socket
[目录]
socket()
我们使用系统调用socket()来获得文件描述符：
#include
#include
int socket(int domain,int type,int protocol);
第一个参数domain设置为“AF_INET”。
第二个参数是套接口的类型：SOCK_STREAM或
SOCK_DGRAM。第三个参数设置为0。
系统调用socket()只返回一个套接口描述符，如果出错，则返回-1。[目录]
bind()
一旦你有了一个套接口以后，下一步就是把套接口绑定到本地计算机的某一个端口上。但如果你只想使用connect()则无此必要。
下面是系统调用bind()的使用方法：
#include
#include
intbind(int sockfd,struct sockaddr*my_addr,int addrlen);
第一个参数sockfd是由socket()调用返回的套接口文件描述符。
第二个参数my_addr是指向数据结构sockaddr的指针。数据结构sockaddr中包括了关于你的地址、端口和IP地址的信息。
第三个参数addrlen可以设置成sizeof(structsockaddr)。
下面是一个例子：
#include
#include
#include
#defineMYPORT3490
main()
{
int sockfd;
struct sockaddr_inmy_addr;
sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);/*do someerror checking!*/
my_addr.sin_family=AF_INET;/*hostbyteorder*/
my_addr.sin_port=htons(MYPORT);/*short,network byte order*/
my_addr.sin_addr.s_addr=inet_addr("132.241.5.10");
bzero(&(my_addr.sin_zero),8);/*zero the rest of the struct*/
/*don't forget your error checking for bind():*/
bind(sockfd,(struct sockaddr*)&my_addr,sizeof(struct sockaddr));
...
如果出错，bind()也返回-1。
如果你使用connect()系统调用，那么你不必知道你使用的端口号。当你调用connect()时，它检查套接口是否已经绑定，如果没有，它将会分配一个空闲的端口。[目录]
connect()
系统调用connect()的用法如下：
#include
#include
int connect(int sockfd,struct sockaddr* serv_addr,int addrlen);
第一个参数还是套接口文件描述符，它是由系统调用socket()返回的。
第二个参数是serv_addr是指向数据结构sockaddr的指针，其中包括目的端口和IP地址。
第三个参数可以使用sizeof(structsockaddr)而获得。
下面是一个例子：
#include
#include
#include
#defineDEST_IP"132.241.5.10"
#defineDEST_PORT23
main()
{
intsockfd;
structsockaddr_indest_addr;/*will hold the destination addr*/
sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);/*do some error checking!*/
dest_addr.sin_family=AF_INET;/*hostbyteorder*/
dest_addr.sin_port=htons(DEST_PORT);/*short,network byte order*/
dest_addr.sin_addr.s_addr=inet_addr(DEST_IP);
bzero(&(dest_addr.sin_zero),8);/*zero the rest of the struct*/
/*don'tforgettoerrorchecktheconnect()!*/
connect(sockfd,(structsockaddr*)&dest_addr,sizeof(struct sockaddr));
...
同样，如果出错，connect()将会返回-1。[目录]
listen()
如果你希望不连接到远程的主机，也就是说你希望等待一个进入的连接请求，然后再处理它们。这样，你通过首先调用listen()，然后再调用accept()来实现。
系统调用listen()的形式如下：
intl isten(int sockfd,int backlog);
第一个参数是系统调用socket()返回的套接口文件描述符。
第二个参数是进入队列中允许的连接的个数。进入的连接请求在使用系统调用accept()应答之前要在进入队列中等待。这个值是队列中最多可以拥有的请求的个数。大多数系统的缺省设置为20。你可以设置为5或者10。当出错时，listen()将会返回-1值。
当然，在使用系统调用listen()之前，我们需要调用bind()绑定到需要的端口，否则系统内核将会让我们监听一个随机的端口。所以，如果你希望监听一个端口，下面是应该使用的系统调用的顺序：
socket();
bind();
listen();
/*accept()goeshere*/[目录]
accept()
系统调用accept()比较起来有点复杂。在远程的主机可能试图使用connect()连接你使用
listen()正在监听的端口。但此连接将会在队列中等待，直到使用accept()处理它。调用accept()
之后，将会返回一个全新的套接口文件描述符来处理这个单个的连接。这样，对于同一个连接
来说，你就有了两个文件描述符。原先的一个文件描述符正在监听你指定的端口，新的文件描
述符可以用来调用send()和recv()。
调用的例子如下：
#include
intaccept(intsockfd,void*addr,int*addrlen);
第一个参数是正在监听端口的套接口文件描述符。第二个参数addr是指向本地的数据结构
sockaddr_in的指针。调用connect()中的信息将存储在这里。通过它你可以了解哪个主机在哪个
端口呼叫你。第三个参数同样可以使用sizeof(structsockaddr_in)来获得。
如果出错，accept()也将返回-1。下面是一个简单的例子：
#include
#include
#include
#defineMYPORT3490/*theportuserswillbeconnectingto*/
#defineBACKLOG10/*howmanypendingconnectionsqueuewillhold*/
main()
{
intsockfd,new_fd;/*listenonsock_fd,newconnectiononnew_fd*/
structsockaddr_inmy_addr;/*myaddressinformation*/
structsockaddr_intheir_addr;/*connector'saddressinformation*/
intsin_size;
sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);/*dosomeerrorchecking!*/
my_addr.sin_family=AF_INET;/*hostbyteorder*/
my_addr.sin_port=htons(MYPORT);/*short,networkbyteorder*/
my_addr.sin_addr.s_addr=INADDR_ANY;/*auto-fillwithmyIP*/
bzero(&(my_addr.sin_zero),8);/*zerotherestofthestruct*/
/*don'tforgetyourerrorcheckingforthesecalls:*/
bind(sockfd,(structsockaddr*)&my_addr,sizeof(structsockaddr));
listen(sockfd,BACKLOG);
sin_size=sizeof(structsockaddr_in);
new_fd=accept(sockfd,&their_addr,&sin_size);
...
下面，我们将可以使用新创建的套接口文件描述符new_fd来调用send()和recv()。[目录]
send() 和recv()
系统调用send()的用法如下：
int send(int sockfd,const void* msg,int len,int flags);
第一个参数是你希望给发送数据的套接口文件描述符。它可以是你通过socket()系统调用返回的，也可以是通过accept()系统调用得到的。
第二个参数是指向你希望发送的数据的指针。
第三个参数是数据的字节长度。第四个参数标志设置为0。
下面是一个简单的例子：
char*msg="Beejwashere!";
intlen,bytes_sent;
..
len=strlen(msg);
bytes_sent=send(sockfd,msg,len,0);
...
系统调用send()返回实际发送的字节数，这可能比你实际想要发送的字节数少。如果返回的字节数比要发送的字节数少，你在以后必须发送剩下的数据。当send()出错时，将返回-1。
系统调用recv()的使用方法和send()类似：
int recv(int sockfd,void* buf,int len,unsigned int flags);
第一个参数是要读取的套接口文件描述符。
第二个参数是保存读入信息的地址。
第三个参数是缓冲区的最大长度。第四个参数设置为0。
系统调用recv()返回实际读取到缓冲区的字节数，如果出错则返回-1。
这样使用上面的系统调用，你可以通过数据流套接口来发送和接受信息。[目录]
sendto() 和recvfrom()
因为数据报套接口并不连接到远程的主机上，所以在发送数据包之前，我们必须首先给出目的地址，请看：
int sendto(int sockfd,const void* msg,int len,unsigned int flags,
conststruct sockaddr*to,inttolen);
除了两个参数以外，其他的参数和系统调用send()时相同。
参数to是指向包含目的IP地址和端口号的数据结构sockaddr的指针。
参数tolen可以设置为sizeof(structsockaddr)。
系统调用sendto()返回实际发送的字节数，如果出错则返回-1。
系统调用recvfrom()的使用方法也和recv()的十分近似：
int recvfrom(int sockfd,void* buf,int len,unsigned int flags
struct sockaddr* from,int* fromlen);
参数from是指向本地计算机中包含源IP地址和端口号的数据结构sockaddr的指针。
参数fromlen设置为sizeof(struct sockaddr)。
系统调用recvfrom()返回接收到的字节数，如果出错则返回-1。[目录]
close() 和shutdown()
你可以使用close()调用关闭连接的套接口文件描述符：
close(sockfd);
这样就不能再对此套接口做任何的读写操作了。
使用系统调用shutdown()，可有更多的控制权。它允许你在某一个方向切断通信，或者切断双方的通信：
int shutdown(int sockfd,int how);
第一个参数是你希望切断通信的套接口文件描述符。第二个参数how值如下：
0—Furtherreceivesaredisallowed
1—Furthersendsaredisallowed
2—Furthersendsandreceivesaredisallowed(likeclose())
shutdown()如果成功则返回0，如果失败则返回-1。[目录]
getpeername()
这个系统的调用十分简单。它将告诉你是谁在连接的另一端：
#include
int getpeername(int sockfd,struct sockaddr* addr,int* addrlen);
第一个参数是连接的数据流套接口文件描述符。
第二个参数是指向包含另一端的信息的数据结构sockaddr的指针。
第三个参数可以设置为sizeof(structsockaddr)。
如果出错，系统调用将返回-1。
一旦你获得了它们的地址，你可以使用inet_ntoa()或者gethostbyaddr()来得到更多的信息。[目录]
gethostname()
系统调用gethostname()比系统调用getpeername()还简单。它返回程序正在运行的计算机的名字。系统调用gethostbyname()可以使用这个名字来决定你的机器的IP地址。
下面是一个例子：
#include
int gethostname(char*hostname,size_tsize);
如果成功，gethostname将返回0。如果失败，它将返回-1。[目录]
目 录
我们使用系统调用socket()来获得文件描述符：
#include
#include
int socket(int domain,int type,int protocol);
第一个参数domain设置为“AF_INET”。
第二个参数是套接口的类型：SOCK_STREAM或
SOCK_DGRAM。第三个参数设置为0。
系统调用socket()只返回一个套接口描述符，如果出错，则返回-1。
一旦你有了一个套接口以后，下一步就是把套接口绑定到本地计算机的某一个端口上。但如果你只想使用connect()则无此必要。
下面是系统调用bind()的使用方法：
#include
#include
intbind(int sockfd,struct sockaddr*my_addr,int addrlen);
第一个参数sockfd是由socket()调用返回的套接口文件描述符。
第二个参数my_addr是指向数据结构sockaddr的指针。数据结构sockaddr中包括了关于你的地址、端口和IP地址的信息。
第三个参数addrlen可以设置成sizeof(structsockaddr)。
下面是一个例子：
#include
#include
#include
#defineMYPORT3490
main()
{
int sockfd;
struct sockaddr_inmy_addr;
sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);/*do someerror checking!*/
my_addr.sin_family=AF_INET;/*hostbyteorder*/
my_addr.sin_port=htons(MYPORT);/*short,network byte order*/
my_addr.sin_addr.s_addr=inet_addr("132.241.5.10");
bzero(&(my_addr.sin_zero),8);/*zero the rest of the struct*/
/*don't forget your error checking for bind():*/
bind(sockfd,(struct sockaddr*)&my_addr,sizeof(struct sockaddr));
...
如果出错，bind()也返回-1。
如果你使用connect()系统调用，那么你不必知道你使用的端口号。当你调用connect()时，它检查套接口是否已经绑定，如果没有，它将会分配一个空闲的端口。
系统调用connect()的用法如下：
#include
#include
int connect(int sockfd,struct sockaddr* serv_addr,int addrlen);
第一个参数还是套接口文件描述符，它是由系统调用socket()返回的。
第二个参数是serv_addr是指向数据结构sockaddr的指针，其中包括目的端口和IP地址。
第三个参数可以使用sizeof(structsockaddr)而获得。
下面是一个例子：
#include
#include
#include
#defineDEST_IP"132.241.5.10"
#defineDEST_PORT23
main()
{
intsockfd;
structsockaddr_indest_addr;/*will hold the destination addr*/
sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);/*do some error checking!*/
dest_addr.sin_family=AF_INET;/*hostbyteorder*/
dest_addr.sin_port=htons(DEST_PORT);/*short,network byte order*/
dest_addr.sin_addr.s_addr=inet_addr(DEST_IP);
bzero(&(dest_addr.sin_zero),8);/*zero the rest of the struct*/
/*don'tforgettoerrorchecktheconnect()!*/
connect(sockfd,(structsockaddr*)&dest_addr,sizeof(struct sockaddr));
...
同样，如果出错，connect()将会返回-1。
如果你希望不连接到远程的主机，也就是说你希望等待一个进入的连接请求，然后再处理它们。这样，你通过首先调用listen()，然后再调用accept()来实现。
系统调用listen()的形式如下：
intl isten(int sockfd,int backlog);
第一个参数是系统调用socket()返回的套接口文件描述符。
第二个参数是进入队列中允许的连接的个数。进入的连接请求在使用系统调用accept()应答之前要在进入队列中等待。这个值是队列中最多可以拥有的请求的个数。大多数系统的缺省设置为20。你可以设置为5或者10。当出错时，listen()将会返回-1值。
当然，在使用系统调用listen()之前，我们需要调用bind()绑定到需要的端口，否则系统内核将会让我们监听一个随机的端口。所以，如果你希望监听一个端口，下面是应该使用的系统调用的顺序：
socket();
bind();
listen();
/*accept()goeshere*/
系统调用accept()比较起来有点复杂。在远程的主机可能试图使用connect()连接你使用
listen()正在监听的端口。但此连接将会在队列中等待，直到使用accept()处理它。调用accept()
之后，将会返回一个全新的套接口文件描述符来处理这个单个的连接。这样，对于同一个连接
来说，你就有了两个文件描述符。原先的一个文件描述符正在监听你指定的端口，新的文件描
述符可以用来调用send()和recv()。
调用的例子如下：
#include
intaccept(intsockfd,void*addr,int*addrlen);
第一个参数是正在监听端口的套接口文件描述符。第二个参数addr是指向本地的数据结构
sockaddr_in的指针。调用connect()中的信息将存储在这里。通过它你可以了解哪个主机在哪个
端口呼叫你。第三个参数同样可以使用sizeof(structsockaddr_in)来获得。
如果出错，accept()也将返回-1。下面是一个简单的例子：
#include
#include
#include
#defineMYPORT3490/*theportuserswillbeconnectingto*/
#defineBACKLOG10/*howmanypendingconnectionsqueuewillhold*/
main()
{
intsockfd,new_fd;/*listenonsock_fd,newconnectiononnew_fd*/
structsockaddr_inmy_addr;/*myaddressinformation*/
structsockaddr_intheir_addr;/*connector'saddressinformation*/
intsin_size;
sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);/*dosomeerrorchecking!*/
my_addr.sin_family=AF_INET;/*hostbyteorder*/
my_addr.sin_port=htons(MYPORT);/*short,networkbyteorder*/
my_addr.sin_addr.s_addr=INADDR_ANY;/*auto-fillwithmyIP*/
bzero(&(my_addr.sin_zero),8);/*zerotherestofthestruct*/
/*don'tforgetyourerrorcheckingforthesecalls:*/
bind(sockfd,(structsockaddr*)&my_addr,sizeof(structsockaddr));
listen(sockfd,BACKLOG);
sin_size=sizeof(structsockaddr_in);
new_fd=accept(sockfd,&their_addr,&sin_size);
...
下面，我们将可以使用新创建的套接口文件描述符new_fd来调用send()和recv()。
系统调用send()的用法如下：
int send(int sockfd,const void* msg,int len,int flags);
第一个参数是你希望给发送数据的套接口文件描述符。它可以是你通过socket()系统调用返回的，也可以是通过accept()系统调用得到的。
第二个参数是指向你希望发送的数据的指针。
第三个参数是数据的字节长度。第四个参数标志设置为0。
下面是一个简单的例子：
char*msg="Beejwashere!";
intlen,bytes_sent;
..
len=strlen(msg);
bytes_sent=send(sockfd,msg,len,0);
...
系统调用send()返回实际发送的字节数，这可能比你实际想要发送的字节数少。如果返回的字节数比要发送的字节数少，你在以后必须发送剩下的数据。当send()出错时，将返回-1。
系统调用recv()的使用方法和send()类似：
int recv(int sockfd,void* buf,int len,unsigned int flags);
第一个参数是要读取的套接口文件描述符。
第二个参数是保存读入信息的地址。
第三个参数是缓冲区的最大长度。第四个参数设置为0。
系统调用recv()返回实际读取到缓冲区的字节数，如果出错则返回-1。
这样使用上面的系统调用，你可以通过数据流套接口来发送和接受信息。
因为数据报套接口并不连接到远程的主机上，所以在发送数据包之前，我们必须首先给出目的地址，请看：
int sendto(int sockfd,const void* msg,int len,unsigned int flags,
conststruct sockaddr*to,inttolen);
除了两个参数以外，其他的参数和系统调用send()时相同。
参数to是指向包含目的IP地址和端口号的数据结构sockaddr的指针。
参数tolen可以设置为sizeof(structsockaddr)。
系统调用sendto()返回实际发送的字节数，如果出错则返回-1。
系统调用recvfrom()的使用方法也和recv()的十分近似：
int recvfrom(int sockfd,void* buf,int len,unsigned int flags
struct sockaddr* from,int* fromlen);
参数from是指向本地计算机中包含源IP地址和端口号的数据结构sockaddr的指针。
参数fromlen设置为sizeof(struct sockaddr)。
系统调用recvfrom()返回接收到的字节数，如果出错则返回-1。
你可以使用close()调用关闭连接的套接口文件描述符：
close(sockfd);
这样就不能再对此套接口做任何的读写操作了。
使用系统调用shutdown()，可有更多的控制权。它允许你在某一个方向切断通信，或者切断双方的通信：
int shutdown(int sockfd,int how);
第一个参数是你希望切断通信的套接口文件描述符。第二个参数how值如下：
0—Furtherreceivesaredisallowed
1—Furthersendsaredisallowed
2—Furthersendsandreceivesaredisallowed(likeclose())
shutdown()如果成功则返回0，如果失败则返回-1。
这个系统的调用十分简单。它将告诉你是谁在连接的另一端：
#include
int getpeername(int sockfd,struct sockaddr* addr,int* addrlen);
第一个参数是连接的数据流套接口文件描述符。
第二个参数是指向包含另一端的信息的数据结构sockaddr的指针。
第三个参数可以设置为sizeof(structsockaddr)。
如果出错，系统调用将返回-1。
一旦你获得了它们的地址，你可以使用inet_ntoa()或者gethostbyaddr()来得到更多的信息。
系统调用gethostname()比系统调用getpeername()还简单。它返回程序正在运行的计算机的名字。系统调用gethostbyname()可以使用这个名字来决定你的机器的IP地址。
下面是一个例子：
#include
int gethostname(char*hostname,size_tsize);
如果成功，gethostname将返回0。如果失败，它将返回-1。
主进程中如何退出pthread_create创建的线程？
cancel有两种模式，Defered或者Asynchronous，
Defered模式线程只在某些cancel点检查自己是否需要cancel，
Async模式则是立即cancel。
当然两种模式下，通过pthread_cleanup_push()建立的cleanup还是会执行的。
一个Async模式的例子。
#include
#include
#include
static pthread_t child;
static void fatal(const char *fmt, ...)
{
va_list arglist;
fprintf(stderr, "FATAL: ");
va_start(arglist, fmt);
vfprintf(stderr, fmt, arglist);
fputs("\n", stderr);
va_end(arglist);
exit(1);
}
static void say(const char *fmt, ...)
{
va_list arglist;
va_start(arglist, fmt);
vfprintf(stderr, fmt, arglist);
fputs("\n", stderr);
va_end(arglist);
}
static void child_cleanup(void *arg)
{
say(" [-child-] Cleanup routine called");
}
static void *thread_func(void *arg)
{
int i=0;
if(pthread_setcanceltype(PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS, NULL))
fatal("set cancel type failed");
pthread_cleanup_push(&child_cleanup, NULL);
say(" [-child-] Entering dead loop...");
while(1){
i++;
}
pthread_cleanup_pop(0);
return NULL;
}
int main()
{
void *pe = NULL;
say("Creating child thread...");
if(pthread_create(&child, NULL, thread_func, NULL))
fatal("Failed to create a thread");
/* Wait for child to set cancel type */
/* Use pthread_barrier_wait() to guarantee that.*/
sleep(3);
say("Cancelling child...");
if(pthread_cancel(child))
fatal("Failed to cancel child thread");
say("Joining child...");
if(pthread_join(child, &pe))
fatal("Failed to join the child thread");
if(pe == PTHREAD_CANCELED){
say("Child is really Canceled");
}
say("Main thread exiting...");
return 0;
}
Defered模式线程只在某些cancel点检查自己是否需要cancel，
Async模式则是立即cancel。
当然两种模式下，通过pthread_cleanup_push()建立的cleanup还是会执行的。
一个Async模式的例子。
#include
#include
#include
static pthread_t child;
static void fatal(const char *fmt, ...)
{
va_list arglist;
fprintf(stderr, "FATAL: ");
va_start(arglist, fmt);
vfprintf(stderr, fmt, arglist);
fputs("\n", stderr);
va_end(arglist);
exit(1);
}
static void say(const char *fmt, ...)
{
va_list arglist;
va_start(arglist, fmt);
vfprintf(stderr, fmt, arglist);
fputs("\n", stderr);
va_end(arglist);
}
static void child_cleanup(void *arg)
{
say(" [-child-] Cleanup routine called");
}
static void *thread_func(void *arg)
{
int i=0;
if(pthread_setcanceltype(PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS, NULL))
fatal("set cancel type failed");
pthread_cleanup_push(&child_cleanup, NULL);
say(" [-child-] Entering dead loop...");
while(1){
i++;
}
pthread_cleanup_pop(0);
return NULL;
}
int main()
{
void *pe = NULL;
say("Creating child thread...");
if(pthread_create(&child, NULL, thread_func, NULL))
fatal("Failed to create a thread");
/* Wait for child to set cancel type */
/* Use pthread_barrier_wait() to guarantee that.*/
sleep(3);
say("Cancelling child...");
if(pthread_cancel(child))
fatal("Failed to cancel child thread");
say("Joining child...");
if(pthread_join(child, &pe))
fatal("Failed to join the child thread");
if(pe == PTHREAD_CANCELED){
say("Child is really Canceled");
}
say("Main thread exiting...");
return 0;
}
Posix线程编程指南
2001 年 10 月 01 日
这是一个关于Posix线程编程的专栏。作者在阐明概念的基础上，将向您详细讲述Posix线程库API。本文是第一篇将向您讲述线程的创建与取消。
相对进程而言，线程是一个更加接近于执行体的概念，它可以与同进程中的其他线程共享数据，但拥有自己的栈空间，拥有独立的执行序列。在串行程序基础上引入线程和进程是为了提高程序的并发度，从而提高程序运行效率和响应时间。
线程和进程在使用上各有优缺点：线程执行开销小，但不利于资源的管理和保护；而进程正相反。同时，线程适合于在SMP机器上运行，而进程则可以跨机器迁移。
POSIX通过pthread_create()函数创建线程，API定义如下：
int pthread_create(pthread_t * thread, pthread_attr_t * attr, |
与fork()调用创建一个进程的方法不同，pthread_create()创建的线程并不具备与主线程（即调用pthread_create()的线 程）同样的执行序列，而是使其运行start_routine(arg)函数。thread返回创建的线程ID，而attr是创建线程时设置的线程属性 （见下）。pthread_create()的返回值表示线程创建是否成功。尽管arg是void *类型的变量，但它同样可以作为任意类型的参数传给start_routine()函数；同时，start_routine()可以返回一个void *类型的返回值，而这个返回值也可以是其他类型，并由pthread_join()获取。
pthread_create()中的attr参数是一个结构指针，结构中的元素分别对应着新线程的运行属性，主要包括以下几项：
__detachstate，表示新线程是否与进程中其他线程脱离同步，如果置位则新线程不能用pthread_join()来同步，且在退出时自行释放 所占用的资源。缺省为PTHREAD_CREATE_JOINABLE状态。这个属性也可以在线程创建并运行以后用pthread_detach()来设 置，而一旦设置为PTHREAD_CREATE_DETACH状态（不论是创建时设置还是运行时设置）则不能再恢复到 PTHREAD_CREATE_JOINABLE状态。
__schedpolicy，表示新线程的调度策略，主要包括SCHED_OTHER（正常、非实时）、SCHED_RR（实时、轮转法）和 SCHED_FIFO（实时、先入先出）三种，缺省为SCHED_OTHER，后两种调度策略仅对超级用户有效。运行时可以用过 pthread_setschedparam()来改变。
__schedparam， 一个struct sched_param结构，目前仅有一个sched_priority整型变量表示线程的运行优先级。这个参数仅当调度策略为实时（即SCHED_RR 或SCHED_FIFO）时才有效，并可以在运行时通过pthread_setschedparam()函数来改变，缺省为0。
__inheritsched，有两种值可供选择：PTHREAD_EXPLICIT_SCHED和PTHREAD_INHERIT_SCHED，前者表 示新线程使用显式指定调度策略和调度参数（即attr中的值），而后者表示继承调用者线程的值。缺省为PTHREAD_EXPLICIT_SCHED。
__scope，表示线程间竞争CPU的范围，也就是说线程优先级的有效范围。POSIX的标准中定义了两个值： PTHREAD_SCOPE_SYSTEM和PTHREAD_SCOPE_PROCESS，前者表示与系统中所有线程一起竞争CPU时间，后者表示仅与同 进程中的线程竞争CPU。目前LinuxThreads仅实现了PTHREAD_SCOPE_SYSTEM一值。
pthread_attr_t结构中还有一些值，但不使用pthread_create()来设置。
为了设置这些属性，POSIX定义了一系列属性设置函数，包括pthread_attr_init()、pthread_attr_destroy()和与各个属性相关的pthread_attr_get---/pthread_attr_set---函数。
我 们知道，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。当然，要想实现线程，没有核心对多进程（其实是轻量级进程）共享数据段的支持是不行的，因 此，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，而使用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。
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 （比如Cancel），而主线程（pthread_create()）的调用者则通过管道将请求信息传给管理线程。
  |
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一般情况下，线程在其主体函数退出的时候会自动终止，但同时也可以因为接收到另一个线程发来的终止（取消）请求而强制终止。
线程取消的方法是向目标线程发Cancel信号，但如何处理Cancel信号则由目标线程自己决定，或者忽略、或者立即终止、或者继续运行至Cancelation-point（取消点），由不同的Cancelation状态决定。
线程接收到CANCEL信号的缺省处理（即pthread_create()创建线程的缺省状态）是继续运行至取消点，也就是说设置一个CANCELED状态，线程继续运行，只有运行至Cancelation-point的时候才会退出。
根 据POSIX标准，pthread_join()、pthread_testcancel()、pthread_cond_wait()、 pthread_cond_timedwait()、sem_wait()、sigwait()等函数以及read()、write()等会引起阻塞的系 统调用都是Cancelation-point，而其他pthread函数都不会引起Cancelation动作。但是pthread_cancel的手 册页声称，由于LinuxThread库与C库结合得不好，因而目前C库函数都不是Cancelation-point；但CANCEL信号会使线程从阻 塞的系统调用中退出，并置EINTR错误码，因此可以在需要作为Cancelation-point的系统调用前后调用 pthread_testcancel()，从而达到POSIX标准所要求的目标，即如下代码段：
pthread_testcancel(); |
如果线程处于无限循环中，且循环体内没有执行至取消点的必然路径，则线程无法由外部其他线程的取消请求而终止。因此在这样的循环体的必经路径上应该加入pthread_testcancel()调用。
int pthread_cancel(pthread_t thread)
发送终止信号给thread线程，如果成功则返回0，否则为非0值。发送成功并不意味着thread会终止。
int pthread_setcancelstate(int state, int *oldstate)
设置本线程对Cancel信号的反应，state有两种值：PTHREAD_CANCEL_ENABLE（缺省）和 PTHREAD_CANCEL_DISABLE，分别表示收到信号后设为CANCLED状态和忽略CANCEL信号继续运行；old_state如果不为 NULL则存入原来的Cancel状态以便恢复。
int pthread_setcanceltype(int type, int *oldtype)
设置本线程取消动作的执行时机，type由两种取值：PTHREAD_CANCEL_DEFFERED和 PTHREAD_CANCEL_ASYCHRONOUS，仅当Cancel状态为Enable时有效，分别表示收到信号后继续运行至下一个取消点再退出和 立即执行取消动作（退出）；oldtype如果不为NULL则存入运来的取消动作类型值。
void pthread_testcancel(void)
检查本线程是否处于Canceld状态，如果是，则进行取消动作，否则直接返回。
在单线程程序中，我们经常要用到"全局变量"以实现多个函数间共享数据。在多线程环境下，由于数据空间是共享的，因此全局变量也为所有线程所共有。但有时 应用程序设计中有必要提供线程私有的全局变量，仅在某个线程中有效，但却可以跨多个函数访问，比如程序可能需要每个线程维护一个链表，而使用相同的函数操 作，最简单的办法就是使用同名而不同变量地址的线程相关数据结构。这样的数据结构可以由Posix线程库维护，称为线程私有数据（Thread- specific Data，或TSD）。
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Posix定义了两个API分别用来创建和注销TSD：
int pthread_key_create(pthread_key_t *key, void (*destr_function) (void *)) |
该函数从TSD池中分配一项，将其值赋给key供以后访问使用。如果destr_function不为空，在线程退出（pthread_exit()）时将以key所关联的数据为参数调用destr_function()，以释放分配的缓冲区。
不论哪个线程调用pthread_key_create()，所创建的key都是所有线程可访问的，但各个线程可根据自己的需要往key中填入不同的值，这就相当于提供了一个同名而不同值的全局变量。在LinuxThreads的实现中，TSD池用一个结构数组表示：
static struct pthread_key_struct pthread_keys[PTHREAD_KEYS_MAX] = { { 0, NULL } }; |
创建一个TSD就相当于将结构数组中的某一项设置为"in_use"，并将其索引返回给*key，然后设置destructor函数为destr_function。
注销一个TSD采用如下API：
int pthread_key_delete(pthread_key_t key) |
这个函数并不检查当前是否有线程正使用该TSD，也不会调用清理函数（destr_function），而只是将TSD释放以供下一次调用 pthread_key_create()使用。在LinuxThreads中，它还会将与之相关的线程数据项设为NULL（见"访问"）。
|
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TSD的读写都通过专门的Posix Thread函数进行，其API定义如下：
int pthread_setspecific(pthread_key_t key, const void *pointer) |
写入（pthread_setspecific()）时，将pointer的值（不是所指的内容）与key相关联，而相应的读出函数则将与key相关联的数据读出来。数据类型都设为void *，因此可以指向任何类型的数据。
在LinuxThreads中，使用了一个位于线程描述结构（_pthread_descr_struct）中的二维void *指针数组来存放与key关联的数据，数组大小由以下几个宏来说明：
#define PTHREAD_KEY_2NDLEVEL_SIZE 32 |
也就是说，数据存放与一个32×32的稀疏矩阵中。同样，访问的时候也由key值经过类似计算得到数据所在位置索引，再取出其中内容返回。
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以下这个例子没有什么实际意义，只是说明如何使用，以及能够使用这一机制达到存储线程私有数据的目的。
#include |
给例程创建两个线程分别设置同一个线程私有数据为自己的线程ID，为了检验其私有性，程序错开了两个线程私有数据的写入和读出的时间，从程序运行结果可以看出，两个线程对TSD的修改互不干扰。同时，当线程退出时，清理函数会自动执行，参数为tid。
尽管在Posix Thread中同样可以使用IPC的信号量机制来实现互斥锁mutex功能，但显然semphore的功能过于强大了，在Posix Thread中定义了另外一套专门用于线程同步的mutex函数。
有两种方法创建互斥锁，静态方式和动态方式。POSIX定义了一个宏PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER来静态初始化互斥锁，方法如下： pthread_mutex_t mutex=PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; 在LinuxThreads实现中，pthread_mutex_t是一个结构，而PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER则是一个结构常量。
动态方式是采用pthread_mutex_init()函数来初始化互斥锁，API定义如下： int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *mutex, const pthread_mutexattr_t *mutexattr) 其中mutexattr用于指定互斥锁属性（见下），如果为NULL则使用缺省属性。
pthread_mutex_destroy()用于注销一个互斥锁，API定义如下： int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex) 销毁一个互斥锁即意味着释放它所占用的资源，且要求锁当前处于开放状态。由于在Linux中，互斥锁并不占用任何资源，因此LinuxThreads中的pthread_mutex_destroy()除了检查锁状态以外（锁定状态则返回EBUSY）没有其他动作。
互斥锁的属性在创建锁的时候指定，在LinuxThreads实现中仅有一个锁类型属性，不同的锁类型在试图对一个已经被锁定的互斥锁加锁时表现不同。当前（glibc2.2.3,linuxthreads0.9）有四个值可供选择：
- PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP，这是缺省值，也就是普通锁。当一个线程加锁以后，其余请求锁的线程将形成一个等待队列，并在解锁后按优先级获得锁。这种锁策略保证了资源分配的公平性。
- PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NP，嵌套锁，允许同一个线程对同一个锁成功获得多次，并通过多次unlock解锁。如果是不同线程请求，则在加锁线程解锁时重新竞争。
- PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP，检错锁，如果同一个线程请求同一个锁，则返回EDEADLK，否则与PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP类型动作相同。这样就保证当不允许多次加锁时不会出现最简单情况下的死锁。
- PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP，适应锁，动作最简单的锁类型，仅等待解锁后重新竞争。
锁 操作主要包括加锁pthread_mutex_lock()、解锁pthread_mutex_unlock()和测试加锁 pthread_mutex_trylock()三个，不论哪种类型的锁，都不可能被两个不同的线程同时得到，而必须等待解锁。对于普通锁和适应锁类型， 解锁者可以是同进程内任何线程；而检错锁则必须由加锁者解锁才有效，否则返回EPERM；对于嵌套锁，文档和实现要求必须由加锁者解锁，但实验结果表明并 没有这种限制，这个不同目前还没有得到解释。在同一进程中的线程，如果加锁后没有解锁，则任何其他线程都无法再获得锁。
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex) |
pthread_mutex_trylock()语义与pthread_mutex_lock()类似，不同的是在锁已经被占据时返回EBUSY而不是挂起等待。
POSIX 线程锁机制的Linux实现都不是取消点，因此，延迟取消类型的线程不会因收到取消信号而离开加锁等待。值得注意的是，如果线程在加锁后解锁前被取消，锁 将永远保持锁定状态，因此如果在关键区段内有取消点存在，或者设置了异步取消类型，则必须在退出回调函数中解锁。
这个锁机制同时也不是异步信号安全的，也就是说，不应该在信号处理过程中使用互斥锁，否则容易造成死锁。
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条件变量是利用线程间共享的全局变量进行同步的一种机制，主要包括两个动作：一个线程等待"条件变量的条件成立"而挂起；另一个线程使"条件成立"（给出条件成立信号）。为了防止竞争，条件变量的使用总是和一个互斥锁结合在一起。
条件变量和互斥锁一样，都有静态动态两种创建方式，静态方式使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量，如下：
pthread_cond_t cond=PTHREAD_COND_INITIALIZER
动态方式调用pthread_cond_init()函数，API定义如下：
int pthread_cond_init(pthread_cond_t *cond, pthread_condattr_t *cond_attr)
尽管POSIX标准中为条件变量定义了属性，但在LinuxThreads中没有实现，因此cond_attr值通常为NULL，且被忽略。
注销一个条件变量需要调用pthread_cond_destroy()，只有在没有线程在该条件变量上等待的时候才能注销这个条件变量，否则返回EBUSY。因为Linux实现的条件变量没有分配什么资源，所以注销动作只包括检查是否有等待线程。API定义如下：
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond)
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex) |
等待条件有两种方式：无条件等待pthread_cond_wait()和计时等待pthread_cond_timedwait()，其中计时等待方式 如果在给定时刻前条件没有满足，则返回ETIMEOUT，结束等待，其中abstime以与time()系统调用相同意义的绝对时间形式出现，0表示格林 尼治时间1970年1月1日0时0分0秒。
无论哪种等待方式，都必须和一个互斥锁配合，以防止多个线程同时请求pthread_cond_wait()（或 pthread_cond_timedwait()，下同）的竞争条件（Race Condition）。mutex互斥锁必须是普通锁（PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP）或者适应锁 （PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP），且在调用pthread_cond_wait()前必须由本线程加锁 （pthread_mutex_lock()），而在更新条件等待队列以前，mutex保持锁定状态，并在线程挂起进入等待前解锁。在条件满足从而离开 pthread_cond_wait()之前，mutex将被重新加锁，以与进入pthread_cond_wait()前的加锁动作对应。
激发条件有两种形式，pthread_cond_signal()激活一个等待该条件的线程，存在多个等待线程时按入队顺序激活其中一个；而pthread_cond_broadcast()则激活所有等待线程。
pthread_cond_wait ()和pthread_cond_timedwait()都被实现为取消点，因此，在该处等待的线程将立即重新运行，在重新锁定mutex后离开 pthread_cond_wait()，然后执行取消动作。也就是说如果pthread_cond_wait()被取消，mutex是保持锁定状态的， 因而需要定义退出回调函数来为其解锁。
以下示例集中演示了互斥锁和条件变量的结合使用，以及取消对于条件等待动作的影响。在例子中，有两个线程被启动，并等待同一个条件变量，如果不使用退出回 调函数（见范例中的注释部分），则tid2将在pthread_mutex_lock()处永久等待。如果使用回调函数，则tid2的条件等待及主线程的 条件激发都能正常工作。
#include |
如果不做注释5的pthread_cancel()动作，即使没有那些sleep()延时操作，child1和child2都能正常工作。注释3和注释4 的延迟使得child1有时间完成取消动作，从而使child2能在child1退出之后进入请求锁操作。如果没有注释1和注释2的回调函数定义，系统将 挂起在child2请求锁的地方；而如果同时也不做注释3和注释4的延时，child2能在child1完成取消动作以前得到控制，从而顺利执行申请锁的 操作，但却可能挂起在pthread_cond_wait()中，因为其中也有申请mutex的操作。child1函数给出的是标准的条件变量的使用方 式：回调函数保护，等待条件前锁定，pthread_cond_wait()返回后解锁。
条件变量机制不是异步信号安全的，也就是说，在信号处理函数中调用pthread_cond_signal()或者pthread_cond_broadcast()很可能引起死锁。
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信号灯与互斥锁和条件变量的主要不同在于"灯"的概念，灯亮则意味着资源可用，灯灭则意味着不可用。如果说后两中同步方式侧重于"等待"操作，即资源不可 用的话，信号灯机制则侧重于点灯，即告知资源可用；没有等待线程的解锁或激发条件都是没有意义的，而没有等待灯亮的线程的点灯操作则有效，且能保持灯亮状 态。当然，这样的操作原语也意味着更多的开销。
信号灯的应用除了灯亮/灯灭这种二元灯以外，也可以采用大于1的灯数，以表示资源数大于1，这时可以称之为多元灯。
POSIX信号灯标准定义了有名信号灯和无名信号灯两种，但LinuxThreads的实现仅有无名灯，同时有名灯除了总是可用于多进程之间以外，在使用上与无名灯并没有很大的区别，因此下面仅就无名灯进行讨论。
int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value)
这是创建信号灯的API，其中value为信号灯的初值，pshared表示是否为多进程共享而不仅仅是用于一个进程。LinuxThreads没有实现 多进程共享信号灯，因此所有非0值的pshared输入都将使sem_init()返回-1，且置errno为ENOSYS。初始化好的信号灯由sem变 量表征，用于以下点灯、灭灯操作。
int sem_destroy(sem_t * sem)
被注销的信号灯sem要求已没有线程在等待该信号灯，否则返回-1，且置errno为EBUSY。除此之外，LinuxThreads的信号灯注销函数不做其他动作。
int sem_post(sem_t * sem) |
点灯操作将信号灯值原子地加1，表示增加一个可访问的资源。
int sem_wait(sem_t * sem) |
sem_wait()为等待灯亮操作，等待灯亮（信号灯值大于0），然后将信号灯原子地减1，并返回。sem_trywait()为sem_wait()的非阻塞版，如果信号灯计数大于0，则原子地减1并返回0，否则立即返回-1，errno置为EAGAIN。
int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval) |
读取sem中的灯计数，存于*sval中，并返回0。
sem_wait()被实现为取消点，而且在支持原子"比较且交换"指令的体系结构上，sem_post()是唯一能用于异步信号处理函数的POSIX异步信号安全的API。
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由于LinuxThreads是在核外使用核内轻量级进程实现的线程，所以基于内核的异步信号操作对于线程也是有效的。但同时，由于异步信号总是实际发往 某个进程，所以无法实现POSIX标准所要求的"信号到达某个进程，然后再由该进程将信号分发到所有没有阻塞该信号的线程中"原语，而是只能影响到其中一 个线程。
POSIX异步信号同时也是一个标准C库提供的功能，主要包括信号集管理（sigemptyset()、sigfillset()、sigaddset ()、sigdelset()、sigismember()等）、信号处理函数安装（sigaction()）、信号阻塞控制（sigprocmask ()）、被阻塞信号查询（sigpending()）、信号等待(sigsuspend())等，它们与发送信号的kill()等函数配合就能实现进程间 异步信号功能。LinuxThreads围绕线程封装了sigaction()何raise()，本节集中讨论LinuxThreads中扩展的异步信号 函数，包括pthread_sigmask()、pthread_kill()和sigwait()三个函数。毫无疑问，所有POSIX异步信号函数对于 线程都是可用的。
int pthread_sigmask(int how, const sigset_t *newmask, sigset_t *oldmask)
设置线程的信号屏蔽码，语义与sigprocmask()相同，但对不允许屏蔽的Cancel信号和不允许响应的Restart信号进行了保护。被屏蔽的信号保存在信号队列中，可由sigpending()函数取出。
int pthread_kill(pthread_t thread, int signo)
向thread号线程发送signo信号。实现中在通过thread线程号定位到对应进程号以后使用kill()系统调用完成发送。
int sigwait(const sigset_t *set, int *sig)
挂起线程，等待set中指定的信号之一到达，并将到达的信号存入*sig中。POSIX标准建议在调用sigwait()等待信号以前，进程中所有线程都 应屏蔽该信号，以保证仅有sigwait()的调用者获得该信号，因此，对于需要等待同步的异步信号，总是应该在创建任何线程以前调用 pthread_sigmask()屏蔽该信号的处理。而且，调用sigwait()期间，原来附接在该信号上的信号处理函数不会被调用。
如果在等待期间接收到Cancel信号，则立即退出等待，也就是说sigwait()被实现为取消点。
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除了上述讨论的同步方式以外，其他很多进程间通信手段对于LinuxThreads也是可用的，比如基于文件系统的IPC（管道、Unix域Socket等）、消息队列（Sys.V或者Posix的）、System V的信号灯等。只有一点需要注意，LinuxThreads在核内是作为共享存储区、共享文件系统属性、共享信号处理、共享文件描述符的独立进程看待的。
一般来说，Posix的线程终止有两种情况：正常终止和非正常终止。线程主动调用pthread_exit()或者从线程函数中return都将使线程正 常退出，这是可预见的退出方式；非正常终止是线程在其他线程的干预下，或者由于自身运行出错（比如访问非法地址）而退出，这种退出方式是不可预见的。
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不论是可预见的线程终止还是异常终止，都会存在资源释放的问题，在不考虑因运行出错而退出的前提下，如何保证线程终止时能顺利的释放掉自己所占用的资源，特别是锁资源，就是一个必须考虑解决的问题。
最经常出现的情形是资源独占锁的使用：线程为了访问临界资源而为其加上锁，但在访问过程中被外界取消，如果线程处于响应取消状态，且采用异步方式响应，或 者在打开独占锁以前的运行路径上存在取消点，则该临界资源将永远处于锁定状态得不到释放。外界取消操作是不可预见的，因此的确需要一个机制来简化用于资源 释放的编程。
在POSIX线程API中提供了一个pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()函数对用于自动释放资源 --从pthread_cleanup_push()的调用点到pthread_cleanup_pop()之间的程序段中的终止动作（包括调用 pthread_exit()和取消点终止）都将执行pthread_cleanup_push()所指定的清理函数。API定义如下：
void pthread_cleanup_push(void (*routine) (void *), void *arg) |
pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()采用先入后出的栈结构管理，void routine(void *arg)函数在调用pthread_cleanup_push()时压入清理函数栈，多次对pthread_cleanup_push()的调用将在清 理函数栈中形成一个函数链，在执行该函数链时按照压栈的相反顺序弹出。execute参数表示执行到pthread_cleanup_pop()时是否在 弹出清理函数的同时执行该函数，为0表示不执行，非0为执行；这个参数并不影响异常终止时清理函数的执行。
pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()是以宏方式实现的，这是pthread.h中的宏定义：
#define pthread_cleanup_push(routine,arg) \ |
可见，pthread_cleanup_push()带有一个"{"，而pthread_cleanup_pop()带有一个"}"，因此这两个函数必须成对出现，且必须位于程序的同一级别的代码段中才能通过编译。在下面的例子里，当线程在"do some work"中终止时，将主动调用pthread_mutex_unlock(mut)，以完成解锁动作。
pthread_cleanup_push(pthread_mutex_unlock, (void *) &mut); |
必须要注意的是，如果线程处于PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS状态，上述代码段就有可能出错，因为CANCEL事件有可能在 pthread_cleanup_push()和pthread_mutex_lock()之间发生，或者在pthread_mutex_unlock ()和pthread_cleanup_pop()之间发生，从而导致清理函数unlock一个并没有加锁的mutex变量，造成错误。因此，在使用清理 函数的时候，都应该暂时设置成PTHREAD_CANCEL_DEFERRED模式。为此，POSIX的Linux实现中还提供了一对不保证可移植的 pthread_cleanup_push_defer_np()/pthread_cleanup_pop_defer_np()扩展函数，功能与以下 代码段相当：
{ int oldtype; |
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一般情况下，进程中各个线程的运行都是相互独立的，线程的终止并不会通知，也不会影响其他线程，终止的线程所占用的资源也并不会随着线程的终止而得到释 放。正如进程之间可以用wait()系统调用来同步终止并释放资源一样，线程之间也有类似机制，那就是pthread_join()函数。
void pthread_exit(void *retval) |
pthread_join()的调用者将挂起并等待th线程终止，retval是pthread_exit()调用者线程（线程ID为th）的返回值，如 果thread_return不为NULL，则*thread_return=retval。需要注意的是一个线程仅允许唯一的一个线程使用 pthread_join()等待它的终止，并且被等待的线程应该处于可join状态，即非DETACHED状态。
如果进程中的某个线程执行了pthread_detach(th)，则th线程将处于DETACHED状态，这使得th线程在结束运行时自行释放所占用的 内存资源，同时也无法由pthread_join()同步，pthread_detach()执行之后，对th请求pthread_join()将返回错 误。
一个可join的线程所占用的内存仅当有线程对其执行了pthread_join()后才会释放，因此为了避免内存泄漏，所有线程的终止，要么已设为DETACHED，要么就需要使用pthread_join()来回收。
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理论上说，pthread_exit()和线程宿体函数退出的功能是相同的，函数结束时会在内部自动调用pthread_exit()来清理线程相关的资源。但实际上二者由于编译器的处理有很大的不同。
在进程主函数（main()）中调用pthread_exit()，只会使主函数所在的线程（可以说是进程的主线程）退出；而如果是return，编译器将使其调用进程退出的代码（如_exit()），从而导致进程及其所有线程结束运行。
其次，在线程宿主函数中主动调用return，如果return语句包含在pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()对中，则不会引起清理函数的执行，反而会导致segment fault。
在Posix线程规范中还有几个辅助函数难以归类，暂且称其为杂项函数，主要包括pthread_self()、pthread_equal()和 pthread_once()三个，另外还有一个LinuxThreads非可移植性扩展函数 pthread_kill_other_threads_np()。本文就介绍这几个函数的定义和使用。
pthread_t pthread_self(void)
本函数返回本线程的标识符。
在LinuxThreads中，每个线程都用一个pthread_descr结构来描述，其中包含了线程状态、线程ID等所有需要的数据结构，此函数的实现就是在线程栈帧中找到本线程的pthread_descr结构，然后返回其中的p_tid项。
pthread_t类型在LinuxThreads中定义为无符号长整型。
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int pthread_equal(pthread_t thread1, pthread_t thread2)
判断两个线程描述符是否指向同一线程。在LinuxThreads中，线程ID相同的线程必然是同一个线程，因此，这个函数的实现仅仅判断thread1和thread2是否相等。
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int pthread_once(pthread_once_t *once_control, void (*init_routine) (void))
本函数使用初值为PTHREAD_ONCE_INIT的once_control变量保证init_routine()函数在本进程执行序列中仅执行一次。
#include |
once_run()函数仅执行一次，且究竟在哪个线程中执行是不定的，尽管pthread_once(&once,once_run)出现在两个线程中。
LinuxThreads使用互斥锁和条件变量保证由pthread_once()指定的函数执行且仅执行一次，而once_control则表征是否执 行过。如果once_control的初值不是PTHREAD_ONCE_INIT（LinuxThreads定义为0），pthread_once() 的行为就会不正常。在LinuxThreads中，实际"一次性函数"的执行状态有三种：NEVER（0）、IN_PROGRESS（1）、DONE （2），如果once初值设为1，则由于所有pthread_once()都必须等待其中一个激发"已执行一次"信号，因此所有pthread_once ()都会陷入永久的等待中；如果设为2，则表示该函数已执行过一次，从而所有pthread_once()都会立即返回0。
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pthread_kill_other_threads_np()
void pthread_kill_other_threads_np(void)
这个函数是LinuxThreads针对本身无法实现的POSIX约定而做的扩展。POSIX要求当进程的某一个线程执行exec*系统调用在进程空间中 加载另一个程序时，当前进程的所有线程都应终止。由于LinuxThreads的局限性，该机制无法在exec中实现，因此要求线程执行exec前手工终 止其他所有线程。pthread_kill_other_threads_np()的作用就是这个。
需要注意的是，pthread_kill_other_threads_np()并没有通过pthread_cancel()来终止线程，而是直接向管理 线程发"进程退出"信号，使所有其他线程都结束运行，而不经过Cancel动作，当然也不会执行退出回调函数。尽管LinuxThreads的实验结果与 文档说明相同，但代码实现中却是用的__pthread_sig_cancel信号来kill线程，应该效果与执行pthread_cancel()是一 样的，其中原因目前还不清楚。
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