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关于O_APPEND模式write的原子性
上上周的事情了，端午小长假将近，还是按往常一样，最后一天一定要搞一个“课题”，场面不大，一天就能搞定的东西，如果说系统学习vim或者Emacs之类的，那就算了...还好，问题呼之即来，那就是write系统调用是不是原子的，答案很显然，不是！但大师说带有APPEND标志的write是原子的，很多软件的日志都是O_APPEND打开，然后在不加锁的情况下直接write的，不会出现问题，此事如何证实？本文给出答案。
曾经纠结于Linux的write系统调用是不是原子的，答案是显然的，不是！为什么不是呢？这个问题可不是那么好回答，本文试图用一种简单的方式解释一下。另外，本文也将说明一下O_APPEND方式的write为什么是原子的，同样是简单的方式，只做实验或者思想试验，不讲代码。但是作为基础，我给出重要结构体的伪实现：
1.inode结构
表示一个文件实体，每一个磁盘中的文件只有一个inode对象与之对应。
2.file结构
表示一个文件实体在进程中的代表，需要操作某个文件(即某个inode)并独立打开它的每一个进程都有一份独立的对应该inode的file对象。该对象拥有一个pos指针，表示一个file的当前位置，不管是read还是write均从这里开始。
3.task结构
操作file的主体。
提到write操作，最基本的就是从哪里开始写的问题，即文件当前的position。一个write系统调用的语义就是，从position开始，写入长度为len的参数buff，仅此而已，具体的写入很简单，就是内存拷贝，缓存管理，最后交给块设备即可，所以关键就是，position的定位。定位方式分为3种：
1.调用lseek手工定位；
2.根据历史write操作自动定位；
3.根据O_APPEND标志自动定位；
lseek手工定位很简单，即设置file的pos指针，根据历史write操作自动定位最好理解，比如你写入了n个字节，那么file的pos就向前推进n，在write操作的最开始处得到file的pos，然后开始write，write完毕后根据实际写入的数量重新设置file的pos。O_APPEND方式是完全和pos无关的，因为它根本就不用file的pos来定位写入开始的位置，而是根据inode的大小来定位，也就是将write的开始位置设置到文件的末尾。
好了，到此为止，我们完成了当前位置的定位，接下来就开始write了，现在的问题是，一次write是不是可以被另一次的write影响，为了更简单的分析问题，我假设每次都将buffer一次性写完(因为一个buffer分多次写在多进程环境下肯定是会出现交叉的，毫无疑问！)，即write的count参数是多少，write的返回值就是多少。首先我将一个write操作流程化，假设每次写入的数据长度均为100，线程A写100个A，线程B写100个B：
L1.get_pos
L2.write_buffer
L3.update_pos
以下分几个场景来讨论。
线程A处在L2，线程B进入L1，无疑两个线程将获得相同的pos，当线程B紧随线程A其后进入L2的时候，线程B很有很能会将线程A的刚刚写入的数据抹掉。
线程A在时间t2被从CPU调度出去，不再运行，原因可能是有RT进程来袭，也可能时间片用尽...不管怎样，它不再运行了，线程B进入t1，此时线程A已经写入了若干个A，假设是40个，然后线程B一口气跑到了t3，此时写入的100字节全部都是B。线程B脱离L2，此时线程A被重新拉回CPU，从第41个字节开始，写入了60字节的A结束L2，此时文件的内容是前面40个B，后面60个A。
为了下面论述的方便，我重新流程化了write操作：
L1.get_pos
L2-0.lock_inode
L2-1.write_buffer
L2-2.unlock_inode
L3.update_pos
因此，所谓的非原子性write导致的事故只会发生在L1和L2以及L2和L3之间！
端午节假期前的最后一个工作日，同事在纠结于一个问题，为何ngx或者apache写日志的时候都是直接写的，为何不lock，write既然是非原子的，难道就不怕乱掉吗？确实没有乱掉，也真的没有lock，到底原因何在？按照上面的分析，频繁写的时候，应该会乱才对！由于我对ngx的代码不熟，也就没有去细看，我觉得它好像用了O_APPENDB标志打开的文件。O_APPEND是何方神圣？为了揭示它，我为O_APPEND模式进一步扩充上面write的流程：
L1.get_pos
L2-0.lock_inode
L2-1.change_pos_to_inode->size
L2-2.write_buffer
L2-3.update_inode->size
L2-4.unlock_inode
L3.update_pos
我想到此为止，不用多说，也应该知道为何O_APPEND模式打开的文件会是原子操作了，多个线程或者进程随便写入，不会交叉，不会覆盖。不过要再次重申，如果一次write没有写完一个buffer，分了好几次写，那么即便是O_APPEND模式的文件write，也会出现交叉，因为两次write之间是没有任何机制保护的。
通过上述的分析，我们可以看出，真正写的过程是绝对lock的，但是write系统调用除了真正的写，还包括pos的定位，这个定位发生在lock之后还是之前决定了本次调用的write是原子的还是非原子的。
注解：场景2模拟代码
说实话，在现代CPU上重现场景2造成的现象特别难，几十行的代码你看得很累，对于CPU而言，弹指一挥间就执行完了，因此必须模拟实现，在mm/filemap.c的generic_file_aio_write函数中的mutex_unlock后面加入以下的代码即可（你也可以用jprobe在里面耽搁一下）：
加入这些代码是为了模拟线程A被调度出去的情景，既然我知道调度出去并且线程B赶超线程A之后肯定会有问题，并且这确实会发生，我只是不知道它什么时候发生而已，因此我就制造一个它发生的假象。
至于怎么设计对应的应用程序，唉...fork+exec。
Linus的应付之道
就事论事的Linus解决原子write的方式超级优美，看一下他的风格：
重新定义两个带有lock机制的pos_read/write，总的来讲就是为pos设置一把锁：
这种短平快的风格一针见血指出了问题的解决之道，事实上，大多数的复杂性都是优化的副产品！
曾经纠结于Linux的write系统调用是不是原子的，答案是显然的，不是！为什么不是呢？这个问题可不是那么好回答，本文试图用一种简单的方式解释一下。另外，本文也将说明一下O_APPEND方式的write为什么是原子的，同样是简单的方式，只做实验或者思想试验，不讲代码。但是作为基础，我给出重要结构体的伪实现：
1.inode结构
表示一个文件实体，每一个磁盘中的文件只有一个inode对象与之对应。
2.file结构
表示一个文件实体在进程中的代表，需要操作某个文件(即某个inode)并独立打开它的每一个进程都有一份独立的对应该inode的file对象。该对象拥有一个pos指针，表示一个file的当前位置，不管是read还是write均从这里开始。
3.task结构
操作file的主体。
提到write操作，最基本的就是从哪里开始写的问题，即文件当前的position。一个write系统调用的语义就是，从position开始，写入长度为len的参数buff，仅此而已，具体的写入很简单，就是内存拷贝，缓存管理，最后交给块设备即可，所以关键就是，position的定位。定位方式分为3种：
1.调用lseek手工定位；
2.根据历史write操作自动定位；
3.根据O_APPEND标志自动定位；
lseek手工定位很简单，即设置file的pos指针，根据历史write操作自动定位最好理解，比如你写入了n个字节，那么file的pos就向前推进n，在write操作的最开始处得到file的pos，然后开始write，write完毕后根据实际写入的数量重新设置file的pos。O_APPEND方式是完全和pos无关的，因为它根本就不用file的pos来定位写入开始的位置，而是根据inode的大小来定位，也就是将write的开始位置设置到文件的末尾。
好了，到此为止，我们完成了当前位置的定位，接下来就开始write了，现在的问题是，一次write是不是可以被另一次的write影响，为了更简单的分析问题，我假设每次都将buffer一次性写完(因为一个buffer分多次写在多进程环境下肯定是会出现交叉的，毫无疑问！)，即write的count参数是多少，write的返回值就是多少。首先我将一个write操作流程化，假设每次写入的数据长度均为100，线程A写100个A，线程B写100个B：
L1.get_pos
L2.write_buffer
L3.update_pos
以下分几个场景来讨论。
场景1：
线程A处在L2，线程B进入L1，无疑两个线程将获得相同的pos，当线程B紧随线程A其后进入L2的时候，线程B很有很能会将线程A的刚刚写入的数据抹掉。
场景1-1：
我在L2按照时间流逝的方向定义三个时间点，L2刚刚开始的时间(马上就要写第一个字节的那个点)，中间的某个时间，L2结束的时间(写完第100字节的那个点，100是我们的假设)，分别为，t1，t2，t3。线程A在时间t2被从CPU调度出去，不再运行，原因可能是有RT进程来袭，也可能时间片用尽...不管怎样，它不再运行了，线程B进入t1，此时线程A已经写入了若干个A，假设是40个，然后线程B一口气跑到了t3，此时写入的100字节全部都是B。线程B脱离L2，此时线程A被重新拉回CPU，从第41个字节开始，写入了60字节的A结束L2，此时文件的内容是前面40个B，后面60个A。
分析：
毫无疑问，上面的场景得到的结论就是，在一次性的write中，不会出现交叉，而只能出现覆盖，而具体如何覆盖是不确定的，有完全覆盖，也有上述场景1-1中描述的不完全覆盖，但是一般而言是不会出现不完整覆盖的情况的，甚至说在多个线程每次写入文件的字节数量相等的情况下，是100%不会出现！为什么呢？这是一个很关键的设计，即L2的过程是不会被打断的，即它是原子的。不管什么模式的write，write本身都是原子的，比如你要写X字节的数据，但是由于某种原因只写了X-y个字节，那么写X-y字节数据的过程是原子的，所谓的write非原子性场景指的是pos定位和write之间的那段，单独的pos定位和write随便一个，都是原子的。为了下面论述的方便，我重新流程化了write操作：
L1.get_pos
L2-0.lock_inode
L2-1.write_buffer
L2-2.unlock_inode
L3.update_pos
因此，所谓的非原子性write导致的事故只会发生在L1和L2以及L2和L3之间！
场景2：
线程A比线程B先进入L2，但是在L2和L3之间中让出CPU，导致线程B覆盖了线程A的数据，进而线程B先走出L3，按照自己的写入长度设置了pos，导致线程A被重新拉回CPU后，pos又被设置了回去。端午节假期前的最后一个工作日，同事在纠结于一个问题，为何ngx或者apache写日志的时候都是直接写的，为何不lock，write既然是非原子的，难道就不怕乱掉吗？确实没有乱掉，也真的没有lock，到底原因何在？按照上面的分析，频繁写的时候，应该会乱才对！由于我对ngx的代码不熟，也就没有去细看，我觉得它好像用了O_APPENDB标志打开的文件。O_APPEND是何方神圣？为了揭示它，我为O_APPEND模式进一步扩充上面write的流程：
L1.get_pos
L2-0.lock_inode
L2-1.change_pos_to_inode->size
L2-2.write_buffer
L2-3.update_inode->size
L2-4.unlock_inode
L3.update_pos
我想到此为止，不用多说，也应该知道为何O_APPEND模式打开的文件会是原子操作了，多个线程或者进程随便写入，不会交叉，不会覆盖。不过要再次重申，如果一次write没有写完一个buffer，分了好几次写，那么即便是O_APPEND模式的文件write，也会出现交叉，因为两次write之间是没有任何机制保护的。
通过上述的分析，我们可以看出，真正写的过程是绝对lock的，但是write系统调用除了真正的写，还包括pos的定位，这个定位发生在lock之后还是之前决定了本次调用的write是原子的还是非原子的。
注解：场景2模拟代码
说实话，在现代CPU上重现场景2造成的现象特别难，几十行的代码你看得很累，对于CPU而言，弹指一挥间就执行完了，因此必须模拟实现，在mm/filemap.c的generic_file_aio_write函数中的mutex_unlock后面加入以下的代码即可（你也可以用jprobe在里面耽搁一下）：
if (!strcmp(current->comm, "child")) {
#include <linux/sched.h>
struct task_struct *pp = current->real_parent;
while(pp && !strcmp(pp->comm, "parent")) {
schedule_timeout(1);
}
}加入这些代码是为了模拟线程A被调度出去的情景，既然我知道调度出去并且线程B赶超线程A之后肯定会有问题，并且这确实会发生，我只是不知道它什么时候发生而已，因此我就制造一个它发生的假象。
至于怎么设计对应的应用程序，唉...fork+exec。
Linus的应付之道
就事论事的Linus解决原子write的方式超级优美，看一下他的风格：
重新定义两个带有lock机制的pos_read/write，总的来讲就是为pos设置一把锁：
+static inline loff_t file_pos_read_lock(struct file *file)
{
+ if (file->f_mode & FMODE_LSEEK)
+ mutex_lock(&file->f_pos_lock);
return file->f_pos;
}
+static inline void file_pos_write_unlock(struct file *file, loff_t pos)
{
file->f_pos = pos;
+ if (file->f_mode & FMODE_LSEEK)
+ mutex_unlock(&file->f_pos_lock);
}修改sys_write系统调用：
file = fget_light(fd, &fput_needed);
if (file) {
- loff_t pos = file_pos_read(file);
+ loff_t pos = file_pos_read_lock(file);
ret = vfs_write(file, buf, count, &pos);
- file_pos_write(file, pos);
+ file_pos_write_unlock(file, pos);
fput_light(file, fput_needed);
}这种短平快的风格一针见血指出了问题的解决之道，事实上，大多数的复杂性都是优化的副产品！
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