close、copy_from_user 陷阱与阻塞模板

close:撤名 + 叫醒所有等待者

close(unix_socket.cpp:295-328)做三件事:

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cpp

void UnixSocket::close() {
    UnixSocket* peer = nullptr;
    {
        auto g = lock_.irq_guard();
        if (closed_) {
            return;  // idempotent
        }
        closed_ = true;
        peer    = peer_;  // snapshot (write-once)
    }
    // 1. 通知对端:它的 send 该 EPIPE 了,它的 recv 该 EOF 了
    if (peer != nullptr) {
        auto g          = peer->lock_.irq_guard();
        peer->peer_eof_ = true;
#ifndef CINUX_HOST_TEST
        wake_all(peer->recv_waiters_);  // blocked recv'ers retry -> drained ring -> EOF
#endif
    }
    bool was_listening = false;
    {
        auto g        = lock_.irq_guard();
        was_listening = listening_;
        listening_    = false;
#ifndef CINUX_HOST_TEST
        wake_all(recv_waiters_);       // unix_socket.cpp:319
        wake_all(accept_waiters_);     // unix_socket.cpp:320
#endif
    }
    // 2. 监听 socket 释放名字,让后续 bind 能复用
    if (was_listening && bound_) {
        UnixRegistry::instance().unregister(path_);  // unix_socket.cpp:325
        bound_ = false;
    }
}

三步:通知对端 EOF + 叫醒对端的 recv 等待者(unix_socket.cpp:306-311)→ 叫醒自己两侧的等待者(recv_waiters_ 和 accept_waiters_,分别在 unix_socket.cpp:319 和 :320)→ 从 registry 撤名(只对监听 socket,unix_socket.cpp:324-326)。

第二步的两处 wake_all 不要合成一个区间——它们叫醒的是两个不同的队列:L319 叫醒 recv_waiters_(阻塞在 recv 上的任务),L320 叫醒 accept_waiters_(阻塞在 accept 上的任务)。被叫醒的任务重试后会发现环空 + peer_eof_ / 队列空 + closed_,各自走对应的错误路径(recv 返 0 EOF,accept 返 InvalidArgument)。这就是「lost-wakeup」防卫——close 必须把所有可能睡在这个 socket 上的任务都摇醒,否则它们会睡死。

release 钩子:close 怎么被触发

到这里要澄清一个容易踩的坑。早期 dev note 里写过一句「close 无 InodeOps::release 钩子,sys_close 只 free File,不调 Socket::close() → listener 不从 registry 撤名」——这条对当前 Book 源码已经过期。release 钩子在 SocketOps 上已经补上了(socket.hpp:196-198 声明、socket.cpp:148-156 实现):

cpp

// socket.hpp:196-198
// F8-M5 release: closing a socket fd releases its protocol resources
// (unbind / stop_listen / FIN).  One Socket per fd, so no refcounting needed.
void     release(cinux::fs::Inode* inode) override;

// socket.cpp:148-156
void SocketOps::release(cinux::fs::Inode* inode) {
    auto* s = socket_of(inode);
    if (s != nullptr) {
        s->close();
    }
}

所以 sys_close 关一个 socket fd 时,fd 层走 InodeOps::release → SocketOps::release → Socket::close() → UnixSocket::close() → UnixRegistry::unregister(path_)——listener 关闭即让出 path 名字,后续 bind 同名能成功。这条链路是通的,本章验证节会跑一次「close 后重 bind 同名」作为端到端证据。早期那条 dev note 的限制描述的是补 release 钩子之前的旧状态,引用时要注明该限制已修复——别照搬旧措辞说「close 不撤名」。

copy_from_user 的陷阱:为什么 echo 测试不走 sys_bind

test_socket.cpp:265-275 那段块注释把这件事讲得很透:

AF_UNIX has no NIC / L4 module / loopback device: connect_path() wires two sockets as peers through an in-memory name registry (UnixRegistry), and send() copies bytes straight into the peer's RX ring. test_unix_socket_returns_fd drives the SYSCALL creation path (sys_socket(AF_UNIX) -> UnixSocket behind a SocketOps fd). The echo + negatives drive the UnixSocket METHODS directly -- the same choice the AF_INET TCP/UDP echo tests make, because the ring0 test kernel cannot hand sys_bind a "user" address (copy_from_user's is_user_vaddr range check rejects kernel-stack pointers, so the sockaddr_un parsing in sys_bind is exercised in production via musl, covered here by inspection).

根因在 copy_from_user 的范围检查(user_access.hpp:66-79 的 access_ok + paging_config.hpp:60-62 的 is_user_vaddr):

cpp

// paging_config.hpp:60-62
constexpr bool is_user_vaddr(uint64_t virt) {
    return !(virt & (1ULL << 47));
}

// user_access.hpp:66-79
inline bool access_ok(const void* addr, size_t size) {
    uint64_t a = reinterpret_cast<uint64_t>(addr);
    if (a == 0) { return false; }
    uint64_t last = (size == 0) ? a : end - 1;
    return cinux::arch::is_user_vaddr(a) && cinux::arch::is_user_vaddr(last);
}

is_user_vaddr 的判据是 bit 47 = 0(用户态 canonical 下半区,0x0000... 到 0x7FFF...)。ring0 测试内核跑在内核高半区,栈指针 bit 47 = 1,所以 access_ok 直接拒——copy_from_user 返 false,parse_sockaddr_un 跟着返 false,sys_bind 映射成 -EFAULT(sys_socket.cpp:244-246)。测试想给 sys_bind 喂一个栈上的 sockaddr_un,根本过不了这一关。

所以 echo 测试的策略是:走 UnixSocket 的直接方法(bind_path/connect_path/send/recv),绕开 sys_bind 这层用户边界。这不是 UnixSocket 的 bug——is_user_vaddr 这个范围检查是 SMAP/extable 安全模型的一部分(防止内核被诱导读写用户态范围外的地址),生产路径上 musl 给的是真用户地址,过得了 access_ok。测试侧的这条妥协,跟 063 UDP / 069 TCP 的 echo 测试是同一个选择(那两章注释也明说 ring0 测试内核喂不了用户地址)。

只有 test_unix_socket_returns_fd 走 sys_socket(test_socket.cpp:276-292)——因为 sys_socket 不吃用户指针(参数是 domain/type/protocol 三个整数),不触发 copy_from_user,所以这条路径在 ring0 测试内核里能跑。它验证的是「socket(AF_UNIX, SOCK_STREAM, 0) 真能造出一个 SocketOps fd」这条 syscall 链路。

阻塞:抄 prepare_to_wait,不 sti/hlt

recv 空环、accept 队列空,真睡的代码长这样(unix_socket.cpp:268-280 的 recv 段、:174-187 的 accept 段):

cpp

// recv 空环 + 对端没 close
Task* self = Scheduler::current();
if (self == nullptr) {
    return cinux::lib::Error::WouldBlock;
}
wait_enqueue(recv_waiters_, self);
Scheduler::prepare_to_wait(self);
need_block = true;
// ... 出锁 ...
if (need_block) {
    Scheduler::schedule_blocked();
}

prepare_to_wait + schedule_blocked 这一对是 Cinux 真调度等待队列的标准模板。recv_waiters_/accept_waiters_ 是侵入式链表头(unix_socket.hpp:180-181),wait_enqueue/wake_one/wake_all 是 wait_queue.hpp 提供的共享原语(unix_socket.cpp:20 include,这玩意儿原来在 tcp/udp/unix 三处重复,后来抽出来共享)。

这套模板的来历在 071 章——那里把 pipe 阻塞从 sti/hlt 自旋改成 prepare_to_wait + schedule_blocked,根因是 sti-in-syscall 的 #DF 隐患(059 sys_ping 首发现同一族):syscall 里 sti → LAPIC 时钟中断抢 %gs:0 栈陷阱帧 → sysretq 弹花 → #DF,而且 harness 的「假绿」盖着这条坑。071 给的修法就是真调度等待队列,AF_UNIX 这里直接复用同一个模板——unix_socket.cpp:5-9 + :20-21 的注释明说 mirrors pipe.cpp/tcp_socket.cpp、NO sti/hlt。

EINTR 的处理也跟 071 同款:recv/accept 睡回来后检查 signal_deliverable_pending,若有信号挂起,返一个 sentinel(recv 返 -1、accept 返 -1-cast-to-Socket*),由 sys_recvfrom/do_accept 映射成 -EINTR(sys_socket.cpp:336-338 / :188-190)。这两个 sentinel 是一个真实字节数/指针取不到的值,用来在 ErrorOr 不能扩展 lib::Error(那是 Cinux-Base 子模块)的前提下把 EINTR 传过协议层。

host 单测把阻塞编译掉

#ifndef CINUX_HOST_TEST 这套守卫在 unix_socket.cpp:24-27:

cpp

#ifndef CINUX_HOST_TEST
#    include "kernel/proc/process.hpp"  // Task + signal_deliverable_pending
#    include "kernel/proc/scheduler.hpp"  // prepare_to_wait/schedule_blocked/unblock
#endif

host 单测没有真调度器(Scheduler::current() 返 nullptr),所以阻塞路径返 WouldBlock,而 wake_one/wake_all/prepare_to_wait/schedule_blocked 全部编译掉。这让 UnixSocket 能在 host 上做纯非阻塞的逻辑测试(recv 空环返 WouldBlock、环有数据立刻取走),target 上才有真阻塞。

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close:撤名 + 叫醒所有等待者 ​

release 钩子:close 怎么被触发 ​

copy_from_user 的陷阱:为什么 echo 测试不走 sys_bind ​