Lab 007 · poll / select 双源多路复用:pipe + AF_UNIX 同时等

007 章把 poll/select 的源码过了一遍:do_poll_core 的三段循环、poll_events 二合一虚方法、统一 park 防 lost-wakeup、poll vs select 两套 ABI 共享核心。这个 lab 不发答案,只给路径——咱们用 poll(2) 同时等「一个 pipe 读端 + 一个 AF_UNIX socket 读端」,亲手验证多路复用端到端跑通,再用 select(2) 重写一遍验证两个 ABI 行为一致。所有断言挂在 kernel 测试侧的 test_poll.cpp 已有 9 例上(就绪语义 / 有限 timeout 真 park + timer-wake / 事件唤醒 role-play),lab 只补「两个不同类型 fd 同时等」这一层用户态视角的折腾。

你要确认的事

开始之前,先在 Book 工作树(/home/charliechen/Cinux)上核这几样源码都在、行号对得上 007 章:

1. kernel/syscall/poll_core.cpp 存在,do_poll_core 入口在 :144,park 块入口在 :180。
2. kernel/syscall/sys_poll.cpp 存在,sys_poll 在 :31,kPollMaxFds=64 在 :29。
3. kernel/syscall/sys_select.cpp 存在,sys_select 在 :69,kSetBytes=32B 在 :41。
4. kernel/test/test_poll.cpp 存在,9 个用例在 :303-317 注册成 Poll / Select Tests (028e)。

# 在 Book 工作树根目录跑
ls kernel/syscall/poll_core.cpp kernel/syscall/poll_core.hpp
ls kernel/syscall/sys_poll.cpp kernel/syscall/sys_select.cpp
grep -n "do_poll_core" kernel/syscall/poll_core.cpp | head -3
grep -n "run_poll_tests\|RUN_TEST" kernel/test/test_poll.cpp | head -12

如果上面四样有对不上的,先回头核路径——007 章的链接全是 kernel/syscall/poll_core.cpp 这种,别被旧 dev note 误导。

第一步:读懂 do_poll_core 的三段循环

do_poll_core(poll_core.cpp:144-218)是 007 章的脊柱。先读一遍主循环,搞清三段时序:

sed -n '150,165p' kernel/syscall/poll_core.cpp

重点看三处:

• Pass 1 在 :152-158:扫所有 fd 调 poll_one(只查就绪、不注册),累加 revents != 0 的 fd 进 ready。
• 就绪返回在 :159-161:ready > 0 立刻返回就绪 fd 的个数。
• timeout 判定在 :162-164:!infinite && monotonic_ns() >= deadline 返 0。

思考题(自己答,别往下翻答案):如果 Pass 1 用 poll_one 时注册了 waiter(传非 nullptr),会发生什么?(提示:poll_one 是「纯查询、不睡」语义;注册了 waiter 却不睡,谁来 detach?POLLHUP/POLLNVAL 这类 always_bits 还能正确透传吗?)

第二步:多 fd 同时等的最小证据

test_poll_two_fds_one_ready(test_poll.cpp:168-189)是 007 章「多 fd 同时等、只就绪的计返回值」的最小证据。先读一遍:

sed -n '168,189p' kernel/test/test_poll.cpp

核三件事:

• 两个 pipe(rfd1/rfd2),只有第二个 push 了数据(push_write(wfd2, "x", 1) 在 :173)。
• poll 两个 fd(events=POLLIN,timeout=0 立即返回),do_poll_core(p, 2, 0) 返回 1(:183)。
• 第一个 revents 保持 0(空 pipe 没就绪,:184),第二个 revents=POLLIN(:185)。

这条用例守的是「返回值是就绪 fd 的个数,不是第一个就绪 fd 的下标」——多 fd 同时就绪会全部填好 revents 并计入返回值。这里只有 1 个就绪所以返回 1,但若两个 pipe 都 push 数据,返回值会是 2、两个 revents 都非零。

自己改一次:把 :173 那行复制一份给第一个 pipe(push_write(wfd1, "y", 1)),改完跑 poll 测试。预期返回值变成 2、两个 revents 都=POLLIN。这反过来证明「多 fd 同时就绪全计入返回值」这条语义。验完务必 git checkout 还原——这是临时改动,不进 main。

# 跑 poll 测试的具体命令取决于 Cinux 的测试入口
# 一般是 make test_poll 或进入 kernel/test 目录跑
# 看一眼 kernel/test/Makefile 或 README 找入口

第三步:有限 timeout 真 park + timer-wake

test_poll_finite_timeout_parks_then_returns_zero(test_poll.cpp:194-204)是有限 timeout 真 park + timer-wake 的端到端证据。读一遍:

sed -n '194,204p' kernel/test/test_poll.cpp

这条用例的妙处:它不靠 role-play(不像第五步那条手动驱动 wake),它真跑 park 路径——空 pipe + timeout=30ms,do_poll_core 进 park 块:关 IRQ → prepare_to_wait 翻 Blocked → register_all 挂 read 队列 → timer_queue_arm(30ms) → schedule_blocked 真切走。30ms 后 timer tick 调 Scheduler::unblock 把 poller 翻 Ready,返回 0、revents=0。

这里有个 007 章点出的 stale:头注释 poll_core.hpp:17-20 还写「有限 timeout 只能 yield 自旋、真 timer-wake 是 DEBT」——但这条测试就是有限 timeout 真 park + timer-wake 的端到端证据。亲手核一下实现:

sed -n '188p'     kernel/syscall/poll_core.cpp   # timer_queue_arm 真调了
sed -n '207p'     kernel/syscall/poll_core.cpp   # timer_queue_disarm 配对
sed -n '17,20p'   kernel/syscall/poll_core.hpp   # 头注释却写 DEBT

两边对不上。以 .cpp 为准——timer_queue_arm/disarm 实打实调了,有限 timeout 是真 park 不是 yield 自旋。这条测试就是反证。如果你愿意,顺手把 header 那段 stale 注释修对(改成「finite timeout parks via timer_queue_arm,真 timer-wake 已落地」),提交一笔文档修复——但那是单独的 commit,不混进 lab。

第四步:事件唤醒 role-play

test_poll_write_wakes_registered_poller(test_poll.cpp:260-299)是「producer wake 把挂在 read 队列上的 poller 叫醒」整条链路的手动重放。读一遍,重点看 commit 序列:

sed -n '260,299p' kernel/test/test_poll.cpp

四步时序(在 NoRescheduleGuard 下手动驱动,因为测试 harness 单线程跑不了真阻塞循环):

1. :276 prepare_to_wait(poller) 翻 Blocked。
2. :278 poll_events(ri, poller, &registered) 注册到 pipe 的 read 队列(registered=true,mask=0 因为空)。
3. :284-285 peer write 一字节 → Pipe::write push 数据 + wake_one(read_waiters_)。
4. :287 断言 poller->state == Ready——wake 命中。

思考题:为什么这条测试要套 NoRescheduleGuard?如果去掉会怎样?(提示:schedule_blocked 在 no_reschedule_depth_ == 0 时真切换任务;单线程 harness 切走了没人叫醒,测试挂死。NoRescheduleGuard 让 schedule_blocked 变 no-op,这样测试能手动驱动 commit 序列观察状态翻转。)

这条 role-play 在生产路径(busybox nc/wget/sh smoke)里跑的是真阻塞循环——schedule_blocked 真切走,producer 的 wake_one 真把 poller 叫醒上 CPU。测试侧的 role-play 只是 harness 妥协。

第五步:poll vs select 两个 ABI 行为一致

007 章声明「poll 和 select 两套 ABI、一个核心」——sys_poll 直接搬 pollfd 数组,sys_select 把 fd_set 位图翻成 pollfd 再喂同一个 do_poll_core。这一步用源码核行为一致。

核 sys_poll 的路径(sys_poll.cpp:31-56):

sed -n '31,56p' kernel/syscall/sys_poll.cpp

三步:copy_from_user 整块搬 pollfd 数组 → do_poll_core → copy_to_user 整块回填 revents。pollfd 是 8B 紧凑结构,直接搬。

核 sys_select 的翻译路径(sys_select.cpp:114-165):

sed -n '114,137p' kernel/syscall/sys_select.cpp   # fd_set -> pollfd 翻译
sed -n '144,165p' kernel/syscall/sys_select.cpp   # revents -> fd_set 回填

翻译规则:

• read 位置位 → POLLIN
• write 位置位 → POLLOUT
• except 位置位 → POLLPRI
• 回填:POLLIN/HUP/ERR 都进 read set(反直觉但符合 Linux)

核那条反直觉语义(sys_select.cpp:155-157):

if (readfds != 0 &&
    (rv & (cinux::fs::kPollIn | cinux::fs::kPollHup | cinux::fs::kPollErr))) {
    fd_set_bit(rd, fd);  // POLLHUP/ERR 也进 read set
}

理由:一个写端关闭的 pipe,poll 在读 fd 报 POLLHUP,select 会把这个 fd 在 readfds 置位,让 app 醒来 read 拿 EOF 或错误,而不是永远阻塞。这条语义的依据是 Linux man select(2):「a file descriptor that has reached end-of-file will be reported as ready for reading」。

自己验:在 Cinux 的 QEMU 里跑真二进制验证两个 ABI 行为一致。最小可复现入口是:进 QEMU shell,跑 busybox 自带的 poll/select(busybox nc -U /tmp/sock 会同时等 stdin + socket),或自己写一个调用 poll(2) 的最小 freestanding testbin 用交叉工具链编进 initramfs。用 poll(2) 同时等「一个 pipe 读端 + 一个 AF_UNIX socket 读端」:

• (a) 先 pipe + socket 各开一对 fd,填 pollfd 数组(events=POLLIN)。
• (b) poll(NULL, ..., -1) 无限等,在另一个 shell 里 echo x | nc -U /tmp/sock(或写一个 echo 进 pipe 的命令)看 poll 醒来报 pipe fd 的 POLLIN。
• (c) fork 子进程往 socket 写(或后台进程 nc 往 socket 推),看 poll 醒来报 socket fd 的 POLLIN。
• (d) timeout=500ms 空等,验证返 0。
• (e) 换 select,FD_SET/FD_CLR/FD_ISSET 走一遍,验证两个 ABI 行为一致(就绪的 fd 在 readfds 置位)。

验点:poll 返回值 = 就绪 fd 个数、非就绪 fd 的 revents 保持 0、select 的 readfds 只有就绪位置位、POLLHUP 场景(关写端)在 select 的 read set 也置位。lab 走真二进制端到端跑,不靠 kernel test harness。

第六步:核对 always_bits 透传

007 章声明「POLLERR/POLLHUP/POLLNVAL 三位无条件透传,即使用户没在 events 里请求」。这一步用源码核:

sed -n '47p' kernel/syscall/poll_core.cpp        # always_bits 定义
sed -n '77,92p' kernel/syscall/poll_core.cpp     # poll_one: wanted = events | always_bits

三位来源:

• POLLHUP:writer 关了 → 读端 EOF。pipe 是 !writer_open_(pipe.cpp:383)。
• POLLERR:reader 关了 → 写端再写会 SIGPIPE。pipe 是 !reader_open_(pipe.cpp:408)。
• POLLNVAL:fd>2 且 fd 表无条目。resolve_fd(poll_core.cpp:72)派发到 FdKind::kNone,poll_one 返 kPollNval。

test_poll_closed_fd_pollnval(test_poll.cpp:217-232)守 POLLNVAL:close 一个 fd 后 poll 它,revents 必须=POLLNVAL、返回 1。test_poll_writer_closed_pollhup(:238-250)守 POLLHUP。这两条加起来守住 always_bits 透传的两位(POLLERR 在 pipe 写端的 poll_write_events 里,没单独测试,但同款机制)。

自己验 + 思考:把 test_poll_data_ready_pollin(:131-141)的 events 参数从 kPollIn 改成 kPollOut(只请求 POLLOUT,不请求 POLLIN),再 push 数据。预期 revents 会是什么?读 poll_one 那行 poll_events(...) & wanted,wanted = events | always_bits。POLLIN 既不在 events(你只请求了 POLLOUT)、也不在 always_bits(always_bits 只有 ERR/HUP/NVAL),所以 mask 里的 POLLIN 位会被 & wanted 清零——revents 不报 POLLIN,即使 fd 实际有数据就绪。这条反直觉但符合 poll 语义:fd 就绪的位必须同时被用户请求才报,except always_bits 三位无条件透传。你自己改一下、跑一下确认这个清零行为。

收尾:把 007 章的声明逐条对上

跑完上面六步,回头逐条核 007 章的「咱们要点亮什么」七条,每条都能在源码或测试里找到证据:

007 章声明	证据位置
多路复用这一层:do_poll_core 三段循环	poll_core.cpp:144-218、test_poll.cpp:168-189 多 fd 同时等
level-trigger,不是 edge	poll_core.cpp:150 无界 for 顶无条件重扫
poll_events 二合一虚方法	inode.hpp:190-211 签名 + 头注释、「二合一」契约
always_bits 透传	poll_core.cpp:47 定义、:82 `wanted = events
统一 park 防丢唤醒	poll_core.cpp:180 park 块、InterruptGuard + register_all + timer_queue_arm(:188)
一个 poller 睡在 N 个队列上	poll_core.cpp:97-123 register_all、:126-140 detach_all、scheduler_block.cpp:48-70 unblock 幂等
poll vs select 共享核心	sys_poll.cpp:31-56 直接搬、sys_select.cpp:114-165 翻译、do_poll_core 不知 poll/select

七条全对上,007 章的「教程即验证」才算闭环。如果某条对不上(比如 grep 不到 timer_queue_arm、或者 register_all 的行号偏了),回头读 007 章对应小节,看是源码演进了还是章节写错了——教程是 tag-bound 的,以当前工作树的源码真值为准。

进一步的折腾(可选)

• 把 kPollMaxFds(sys_poll.cpp:29)从 64 改成 2,跑 poll 测试——test_poll_two_fds_one_ready 这种 2-fd 用例还能过(恰好等于 cap),但任何 3-fd 用例(若有的话)会撞 -EINVAL。这能让你亲手触发栈 cap 的边界。
• 读 sys_select.cpp:180-188 的 *timeout 回填逻辑,对比 Linux man select(2) 的「never increases」语义——为什么 Cinux 照搬这条?(has_deadline 分支算 deadline - now,从不让 timeout 变大。)
• 读 Scheduler::unblock(scheduler_block.cpp:48-70)的幂等注释,思考「如果 unblock 不是幂等,双唤醒源会怎样」——fd 那侧叫了一次,timer 这侧又叫一次,后者若 enqueue 就 double-add 进运行队列,栈就乱了。这条注释的 Idempotent (F4-M4 prepare-to-wait) 就是防这个。
• grep SYS_ppoll / SYS_pselect6 在 syscall_nums.hpp——确认 Cinux 全无。Linux 的 ppoll/pselect6 在 poll/select 基础上原子换信号掩码,避免「poll 之前信号到了、handler 跑完、poll 又阻塞」的竞态。Cinux 这会儿没做,如实说「未实现」。

这些折腾不要求做完,挑一个顺眼的深挖。007 章主线是 do_poll_core 多路复用层 + poll/select 共享核心,这几个延伸是「顺手吃下的扩展 ABI」的入口。