ftok的陷阱

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    最近做了一个消息队列后台(main)，使用 ftok(".",'k') 获取key值，在当前目录下执行：./main &
    另一个发消息的脚本(sendmsg)，同样的方式获取key值，用绝对目录执行：/geo/app/scripts/sendmsg  xxx ...

    结果main接收不到消息，后经过排查，错在执行使用目录上。要么使用同一 “./” ,要么固定key值。
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    System V 进程间通信（IPC）包括3种机制：消息队列、信号量、共享内存。消息队列和信号量均是内核空间的系统对象，经由它们的数据需要在内核和用户空间进行额外 的数据拷贝；而共享内存和访问它的所有应用程序均同处于用户空间，应用进程可以通过地址映射的方式直接读写内存，从而获得非常高的通信效率。

    每一个IPC资源有两个唯一的标志与之相连:关键字和标识.

    1.关键字
 
    类型是一个key_t的长整型.用来命名要使用的IPC资源,以便可以被多个进程引用.进程通过指定一个关键字调用xxxget()函数可获得一个IPC资源的标识,就像指定文件名调用open获得文件描述字一样.

    key_t ftok(const char *pathname, int proj_id);

ftok	函数用于生成一个键值：key_t key，该键值将作为消息队列/共享内存对象的唯一 性标识符，并提供给为msgget/shmget函数作为其输入参数；ftok 函数的输入参数包括一个文件（或目录）路径名：pathname，以及一个额外的数字：proj_id，其中pathname所指定的文件（或目录）要求 必须已经存在，且proj_id不可为0(低8位有效)；

    

  ftok的陷阱

    根据pathname指定的文件（或目录）名称，以及proj_id参数指定的数字，ftok函数为IPC对象生成一个唯一性的键值。在实际应用中，很容易产生的一个理解是，在proj_id相同的情况下，只要文件（或目录）名称不变，就可以确保ftok返回始终一致的键值。然而，这个理解并非完全正确，有可能给应用开发埋下很隐晦的陷阱。因为ftok的实现存在这样的风险，即在访问同一消息队列/共享内存的多个进程先后调用ftok函数的时间段中，如果 pathname指定的文件（或目录）被删除且重新创建，则文件系统会赋予这个同名文件（或目录）新的i节点信息，于是这些进程所调用的ftok虽然都能 正常返回，但得到的键值却并不能保证相同。由此可能造成的后果是，原本这些进程意图访问一个相同的共享内存对象，然而由于它们各自得到的键值不同，实际上进程指向的共享内存不再一致；如果这些共享内存都得到创建，则在整个应用运行的过程中表面上不会报出任何错误，然而通过一个共享内存对象进行数据传输的目 的将无法实现。

    避免此类问题最根本的方法，就是采取措施保证pathname所指定的文件（或目录）在共享内存的使用期间不被删除，不要使用有可能被删除的文件；或者干脆直接指定键值，而不借助ftok来获取键值(#define )。

    2.标识
 
    每一个独立的消息队列,信号量集合和共享存储段都由一个唯一的正整数所标识.如果说关键字类似于文件名,那么表示就类似于文件描述字.
 
    标识对于不同类型是独立的.也就是消息队列和信号量的都有一个标识,那么这两个类型标识值可以相同.

    int msgid;
    msgid =  msgget(key_t key, int msgflg); // 可直接指定键值(#define key 0X8888)