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关于ftok函数，先不去了解它的作用来先说说为什么要用它，共享内存，消息队列，信号量它们三个都是找一个中间介质，来进行通信的，这种介质多的是。就是怎么区分出来，就像唯一一个身份证来区分人一样。你随便来一个就行，就是因为这。只要唯一就行，就想起来了文件的设备编号和节点，它是唯一的，但是直接用它来作识别好像不太好，不过可以用它来产生一个号。ftok()就出场了。ftok函数具体形式如下：
key_t ftok(const char *pathname, int proj_id);
其中参数fname是指定的文件名，这个文件必须是存在的而且可以访问的。id是子序号，它是一个8bit的整数。即范围是0~255。当函数执行成功，则会返回key_t键值，否则返回-1。在一般的UNIX中，通常是将文件的索引节点取出，然后在前面加上子序号就得到key_t的值。
有关该函数的三个常见问题：
1.pathname是目录还是文件的具体路径，是否可以随便设置
2.pathname指定的目录或文件的权限是否有要求
3.proj_id是否可以随便设定，有什么限制条件
解答：
1、ftok根据路径名，提取文件信息，再根据这些文件信息及project ID合成key，该路径可以随便设置。
2、该路径是必须存在的，ftok只是根据文件inode在系统内的唯一性来取一个数值，和文件的权限无关。
3、proj_id是可以根据自己的约定，随意设置。这个数字,有的称之为project ID; 在UNIX系统上,它的取值是1到255;
简单验证：
用到的代码,文件wxyuan.c：
#include <stdio.h>
#include <sys/sem.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{
key_t semkey;
if((semkey = ftok("./test", ))<)
{
printf("ftok failed\n");
exit(EXIT_FAILURE);
}
printf("ftok ok ,semkey = %d\n", semkey);
return ;
}
关于ftok()函数的一个陷阱
在使用ftok()函数时，里面有两个参数，即fname和id，fname为指定的文件名，而id为子序列号，这个函数的返回值就是key，它与指定的文件的索引节点号和子序列号id有关，这样就会给我们一个误解，即只要文件的路径，名称和子序列号不变，那么得到的key值永远就不会变。
事实上，这种认识是错误的，想想一下，假如存在这样一种情况：在访问同一共享内存的多个进程先后调用ftok()时间段中，如果fname指向的文件或者目录被删除而且又重新创建，那么文件系统会赋予这个同名文件新的i节点信息，于是这些进程调用的ftok()都能正常返回，但键值key却不一定相同了。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。
这是一个很重要的问题，希望能谨记！！！
所以要确保key值不变，要么确保ftok()的文件不被删除，要么不用ftok()，指定一个固定的key值。
Ubuntu下，ftok()产生键值的原理：
执行该源码：
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/stat.h> int main()
{
char filename[];
struct stat buf;
int ret;
strcpy( filename, "/home/satellite/" );
ret = stat( filename, &buf );
if( ret )
{
printf( "stat error\n" );
return -;
}
printf( "the file info: ftok( filename, 0x27 ) = %x, st_ino = %x, st_dev= %x\n", ftok( filename, 0x27 ), buf.st_ino, buf.st_dev );
return ;
}
satellite@ubuntu:~/test$ ./wxyuan
the file info: ftok( filename, 0x27 ) = 27012eef, st_ino = e2eef, st_dev= 801
通过执行结果可看出，ftok获取的键值是由ftok()函数的第二个参数的后8个bit，st_dev的后两位，st_ino的后四位构成的。