Aggiunto il programma di lettura che era rimasto fuori, fatte alcune
[gapil.git] / ipc.tex
1 %% ipc.tex
2 %%
3 %% Copyright (C) 2000-2002 Simone Piccardi.  Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Prefazione",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts.  A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
9 %% License".
10 %%
11 \chapter{La comunicazione fra processi}
12 \label{cha:IPC}
13
14
15 Uno degli aspetti fondamentali della programmazione in un sistema unix-like è
16 la comunicazione fra processi. In questo capitolo affronteremo solo i
17 meccanismi più elementari che permettono di mettere in comunicazione processi
18 diversi, come quelli tradizionali che coinvolgono \textit{pipe} e
19 \textit{fifo} e i meccanismi di intercomunicazione di System V e quelli POSIX.
20
21 Tralasceremo invece tutte le problematiche relative alla comunicazione
22 attraverso la rete (e le relative interfacce) che saranno affrontate in
23 dettaglio in un secondo tempo.  Non affronteremo neanche meccanismi più
24 complessi ed evoluti come le RPC (\textit{Remote Procedure Calls}) e CORBA
25 (\textit{Common Object Request Brocker Architecture}) che in genere sono
26 implementati con un ulteriore livello sopra i meccanismi elementari.
27
28
29 \section{La comunicazione fra processi tradizionale}
30 \label{sec:ipc_unix}
31
32 Il primo meccanismo di comunicazione fra processi introdotto nei sistemi Unix,
33 è quello delle cosiddette \textit{pipe}; esse costituiscono una delle
34 caratteristiche peculiari del sistema, in particolar modo dell'interfaccia a
35 linea di comando. In questa sezione descriveremo le sue basi, le funzioni che
36 ne gestiscono l'uso e le varie forme in cui si è evoluto.
37
38
39 \subsection{Le \textit{pipe} standard}
40 \label{sec:ipc_pipes}
41
42 Le \textit{pipe} nascono sostanzialmente con Unix, e sono il primo, e tuttora
43 uno dei più usati, meccanismi di comunicazione fra processi. Si tratta in
44 sostanza di una una coppia di file descriptor\footnote{si tenga presente che
45   le pipe sono oggetti creati dal kernel e non risiedono su disco.} connessi
46 fra di loro in modo che se quanto scrive su di uno si può rileggere
47 dall'altro. Si viene così a costituire un canale di comunicazione tramite i
48 due file descriptor, nella forma di un \textsl{tubo} (da cui il nome)
49 attraverso cui fluiscono i dati.
50
51 La funzione che permette di creare questa speciale coppia di file descriptor
52 associati ad una \textit{pipe} è appunto \funcd{pipe}, ed il suo prototipo è:
53 \begin{prototype}{unistd.h}
54 {int pipe(int filedes[2])} 
55   
56 Crea una coppia di file descriptor associati ad una \textit{pipe}.
57   
58   \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
59     errore, nel qual caso \var{errno} potrà assumere i valori \errval{EMFILE},
60     \errval{ENFILE} e \errval{EFAULT}.}
61 \end{prototype}
62
63 La funzione restituisce la coppia di file descriptor nel vettore
64 \param{filedes}; il primo è aperto in lettura ed il secondo in scrittura. Come
65 accennato concetto di funzionamento di una pipe è semplice: quello che si
66 scrive nel file descriptor aperto in scrittura viene ripresentato tale e quale
67 nel file descriptor aperto in lettura. I file descriptor infatti non sono
68 connessi a nessun file reale, ma ad un buffer nel kernel, la cui dimensione è
69 specificata dal parametro di sistema \const{PIPE\_BUF}, (vedi
70 \secref{sec:sys_file_limits}). Lo schema di funzionamento di una pipe è
71 illustrato in \figref{fig:ipc_pipe_singular}, in cui sono illustrati i due
72 capi della pipe, associati a ciascun file descriptor, con le frecce che
73 indicano la direzione del flusso dei dati.
74
75 \begin{figure}[htb]
76   \centering
77   \includegraphics[height=5cm]{img/pipe}
78   \caption{Schema della struttura di una pipe.}
79   \label{fig:ipc_pipe_singular}
80 \end{figure}
81
82 Chiaramente creare una pipe all'interno di un singolo processo non serve a
83 niente; se però ricordiamo quanto esposto in \secref{sec:file_sharing}
84 riguardo al comportamento dei file descriptor nei processi figli, è immediato
85 capire come una pipe possa diventare un meccanismo di intercomunicazione. Un
86 processo figlio infatti condivide gli stessi file descriptor del padre,
87 compresi quelli associati ad una pipe (secondo la situazione illustrata in
88 \figref{fig:ipc_pipe_fork}). In questo modo se uno dei processi scrive su un
89 capo della pipe, l'altro può leggere.
90
91 \begin{figure}[htb]
92   \centering
93   \includegraphics[height=5cm]{img/pipefork}
94   \caption{Schema dei collegamenti ad una pipe, condivisi fra processo padre e
95     figlio dopo l'esecuzione \func{fork}.}
96   \label{fig:ipc_pipe_fork}
97 \end{figure}
98
99 Tutto ciò ci mostra come sia immediato realizzare un meccanismo di
100 comunicazione fra processi attraverso una pipe, utilizzando le proprietà
101 ordinarie dei file, ma ci mostra anche qual'è il principale\footnote{Stevens
102   in \cite{APUE} riporta come limite anche il fatto che la comunicazione è
103   unidirezionale, ma in realtà questo è un limite facilmente superabile usando
104   una coppia di pipe.} limite nell'uso delle pipe. È necessario infatti che i
105 processi possano condividere i file descriptor della pipe, e per questo essi
106 devono comunque essere \textsl{parenti} (dall'inglese \textit{siblings}), cioè
107 o derivare da uno stesso processo padre in cui è avvenuta la creazione della
108 pipe, o, più comunemente, essere nella relazione padre/figlio.
109
110 A differenza di quanto avviene con i file normali, la lettura da una pipe può
111 essere bloccante (qualora non siano presenti dati), inoltre se si legge da una
112 pipe il cui capo in scrittura è stato chiuso, si avrà la ricezione di un EOF
113 (vale a dire che la funzione \func{read} ritornerà restituendo 0).  Se invece
114 si esegue una scrittura su una pipe il cui capo in lettura non è aperto il
115 processo riceverà il segnale \errcode{EPIPE}, e la funzione di scrittura
116 restituirà un errore di \errcode{EPIPE} (al ritorno del gestore, o qualora il
117 segnale sia ignorato o bloccato).
118
119 La dimensione del buffer della pipe (\const{PIPE\_BUF}) ci dà inoltre un'altra
120 importante informazione riguardo il comportamento delle operazioni di lettura
121 e scrittura su di una pipe; esse infatti sono atomiche fintanto che la
122 quantità di dati da scrivere non supera questa dimensione. Qualora ad esempio
123 si effettui una scrittura di una quantità di dati superiore l'operazione verrà
124 effettuata in più riprese, consentendo l'intromissione di scritture effettuate
125 da altri processi.
126
127
128 \subsection{Un esempio dell'uso delle pipe}
129 \label{sec:ipc_pipe_use}
130
131 Per capire meglio il funzionamento delle pipe faremo un esempio di quello che
132 è il loro uso più comune, analogo a quello effettuato della shell, e che
133 consiste nell'inviare l'output di un processo (lo standard output) sull'input
134 di un'altro. Realizzeremo il programma di esempio nella forma di un
135 \textit{CGI}\footnote{Un CGI (\textit{Common Gateway Interface}) è un
136   programma che permette la creazione dinamica di un oggetto da inserire
137   all'interno di una pagina HTML.}  per Apache, che genera una immagine JPEG
138 di un codice a barre, specificato come parametro di input.
139
140 Un programma che deve essere eseguito come \textit{CGI} deve rispondere a
141 delle caratteristiche specifiche, esso infatti non viene lanciato da una
142 shell, ma dallo stesso web server, alla richiesta di una specifica URL, che di
143 solito ha la forma:
144 \begin{verbatim}
145     http://www.sito.it/cgi-bin/programma?parametro
146 \end{verbatim}
147 ed il risultato dell'elaborazione deve essere presentato (con una intestazione
148 che ne descrive il mime-type) sullo standard output, in modo che il web-server
149 possa reinviarlo al browser che ha effettuato la richiesta, che in questo modo
150 è in grado di visualizzarlo opportunamente.
151
152 Per realizzare quanto voluto useremo in sequenza i programmi \cmd{barcode} e
153 \cmd{gs}, il primo infatti è in grado di generare immagini PostScript di
154 codici a barre corrispondenti ad una qualunque stringa, mentre il secondo
155 serve per poter effettuare la conversione della stessa immagine in formato
156 JPEG. Usando una pipe potremo inviare l'output del primo sull'input del
157 secondo, secondo lo schema mostrato in \figref{fig:ipc_pipe_use}, in cui la
158 direzione del flusso dei dati è data dalle frecce continue.
159
160 \begin{figure}[htb]
161   \centering
162   \includegraphics[height=5cm]{img/pipeuse}
163   \caption{Schema dell'uso di una pipe come mezzo di comunicazione fra
164     due processi attraverso attraverso l'esecuzione una \func{fork} e la
165     chiusura dei capi non utilizzati.}
166   \label{fig:ipc_pipe_use}
167 \end{figure}
168
169 Si potrebbe obiettare che sarebbe molto più semplice salvare il risultato
170 intermedio su un file temporaneo. Questo però non tiene conto del fatto che un
171 \textit{CGI} deve poter gestire più richieste in concorrenza, e si avrebbe una
172 evidente race condition\index{race condition} in caso di accesso simultaneo a
173 detto file.\footnote{il problema potrebbe essere superato determinando in
174   anticipo un nome appropriato per il file temporaneo, che verrebbe utilizzato
175   dai vari sotto-processi, e cancellato alla fine della loro esecuzione; ma a
176   questo le cose non sarebbero più tanto semplici.}  L'uso di una pipe invece
177 permette di risolvere il problema in maniera semplice ed elegante, oltre ad
178 essere molto più efficiente, dato che non si deve scrivere su disco.
179
180 Il programma ci servirà anche come esempio dell'uso delle funzioni di
181 duplicazione dei file descriptor che abbiamo trattato in
182 \secref{sec:file_dup}, in particolare di \func{dup2}. È attraverso queste
183 funzioni infatti che è possibile dirottare gli stream standard dei processi
184 (che abbiamo visto in \secref{sec:file_std_descr} e
185 \secref{sec:file_std_stream}) sulla pipe. In \figref{fig:ipc_barcodepage_code}
186 abbiamo riportato il corpo del programma, il cui codice completo è disponibile
187 nel file \file{BarCodePage.c} che si trova nella directory dei sorgenti.
188
189
190 \begin{figure}[!htb]
191   \footnotesize \centering
192   \begin{minipage}[c]{15cm}
193     \begin{lstlisting}{}
194 int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
195 {
196     ...
197     /* create two pipes, pipein and pipeout, to handle communication */
198     if ( (retval = pipe(pipein)) ) {
199         WriteMess("input pipe creation error");
200         exit(0);        
201     }
202     if ( (retval = pipe(pipeout)) ) {
203         WriteMess("output pipe creation error");
204         exit(0);        
205     }    
206     /* First fork: use child to run barcode program */
207     if ( (pid = fork()) == -1) {          /* on error exit */
208         WriteMess("child creation error");
209         exit(0);        
210     }
211     /* if child */
212     if (pid == 0) {
213         close(pipein[1]);                /* close pipe write end  */
214         dup2(pipein[0], STDIN_FILENO);   /* remap stdin to pipe read end */
215         close(pipeout[0]);
216         dup2(pipeout[1], STDOUT_FILENO); /* remap stdout in pipe output */
217         execlp("barcode", "barcode", size, NULL);
218     } 
219     close(pipein[0]);                    /* close input side of input pipe */
220     write(pipein[1], argv[1], strlen(argv[1]));  /* write parameter to pipe */
221     close(pipein[1]);                    /* closing write end */
222     waitpid(pid, NULL, 0);               /* wait child completion */
223     /* Second fork: use child to run ghostscript */
224     if ( (pid = fork()) == -1) {
225         WriteMess("child creation error");
226         exit(0);
227     }
228     /* second child, convert PS to JPEG  */
229     if (pid == 0) {                     
230         close(pipeout[1]);              /* close write end */
231         dup2(pipeout[0], STDIN_FILENO); /* remap read end to stdin */
232         /* send mime type */
233         write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
234         execlp("gs", "gs", "-q", "-sDEVICE=jpeg", "-sOutputFile=-", "-", NULL);
235     }
236     /* still parent */
237     close(pipeout[1]); 
238     waitpid(pid, NULL, 0);
239     exit(0);
240 }
241     \end{lstlisting}
242   \end{minipage} 
243   \normalsize 
244   \caption{Sezione principale del codice del \textit{CGI} 
245     \file{BarCodePage.c}.}
246   \label{fig:ipc_barcodepage_code}
247 \end{figure}
248
249 La prima operazione del programma (\texttt{\small 4--12}) è quella di creare
250 le due pipe che serviranno per la comunicazione fra i due comandi utilizzati
251 per produrre il codice a barre; si ha cura di controllare la riuscita della
252 chiamata, inviando in caso di errore un messaggio invece dell'immagine
253 richiesta.\footnote{la funzione \func{WriteMess} non è riportata in
254   \secref{fig:ipc_barcodepage_code}; essa si incarica semplicemente di
255   formattare l'uscita alla maniera dei CGI, aggiungendo l'opportuno
256   \textit{mime type}, e formattando il messaggio in HTML, in modo che
257   quest'ultimo possa essere visualizzato correttamente da un browser.}
258
259 Una volta create le pipe, il programma può creare (\texttt{\small 13-17}) il
260 primo processo figlio, che si incaricherà (\texttt{\small 19--25}) di eseguire
261 \cmd{barcode}. Quest'ultimo legge dallo standard input una stringa di
262 caratteri, la converte nell'immagine PostScript del codice a barre ad essa
263 corrispondente, e poi scrive il risultato direttamente sullo standard output.
264
265 Per poter utilizzare queste caratteristiche prima di eseguire \cmd{barcode} si
266 chiude (\texttt{\small 20}) il capo aperto in scrittura della prima pipe, e se
267 ne collega (\texttt{\small 21}) il capo in lettura allo standard input, usando
268 \func{dup2}. Si ricordi che invocando \func{dup2} il secondo file, qualora
269 risulti aperto, viene, come nel caso corrente, chiuso prima di effettuare la
270 duplicazione. Allo stesso modo, dato che \cmd{barcode} scrive l'immagine
271 PostScript del codice a barre sullo standard output, per poter effettuare una
272 ulteriore redirezione il capo in lettura della seconda pipe viene chiuso
273 (\texttt{\small 22}) mentre il capo in scrittura viene collegato allo standard
274 output (\texttt{\small 23}).
275
276 In questo modo all'esecuzione (\texttt{\small 25}) di \cmd{barcode} (cui si
277 passa in \var{size} la dimensione della pagina per l'immagine) quest'ultimo
278 leggerà dalla prima pipe la stringa da codificare che gli sarà inviata dal
279 padre, e scriverà l'immagine PostScript del codice a barre sulla seconda.
280
281 Al contempo una volta lanciato il primo figlio, il processo padre prima chiude
282 (\texttt{\small 26}) il capo inutilizzato della prima pipe (quello in input) e
283 poi scrive (\texttt{\small 27}) la stringa da convertire sul capo in output,
284 così che \cmd{barcode} possa riceverla dallo standard input. A questo punto
285 l'uso della prima pipe da parte del padre è finito ed essa può essere
286 definitivamente chiusa (\texttt{\small 28}), si attende poi (\texttt{\small
287   29}) che l'esecuzione di \cmd{barcode} sia completata.
288
289 Alla conclusione della sua esecuzione \cmd{barcode} avrà inviato l'immagine
290 PostScript del codice a barre sul capo in scrittura della seconda pipe; a
291 questo punto si può eseguire la seconda conversione, da PS a JPEG, usando il
292 programma \cmd{gs}. Per questo si crea (\texttt{\small 30--34}) un secondo
293 processo figlio, che poi (\texttt{\small 35--42}) eseguirà questo programma
294 leggendo l'immagine PostScript creata da \cmd{barcode} dallo standard input,
295 per convertirla in JPEG.
296
297 Per fare tutto ciò anzitutto si chiude (\texttt{\small 37}) il capo in
298 scrittura della seconda pipe, e se ne collega (\texttt{\small 38}) il capo in
299 lettura allo standard input. Per poter formattare l'output del programma in
300 maniera utilizzabile da un browser, si provvede anche \texttt{\small 40}) alla
301 scrittura dell'apposita stringa di identificazione del mime-type in testa allo
302 standard output. A questo punto si può invocare \texttt{\small 41}) \cmd{gs},
303 provvedendo gli appositi switch che consentono di leggere il file da
304 convertire dallo standard input e di inviare la conversione sullo standard
305 output.
306
307 Per completare le operazioni il processo padre chiude (\texttt{\small 44}) il
308 capo in scrittura della seconda pipe, e attende la conclusione del figlio
309 (\texttt{\small 45}); a questo punto può (\texttt{\small 46}) uscire. Si tenga
310 conto che l'operazione di chiudere il capo in scrittura della seconda pipe è
311 necessaria, infatti, se non venisse chiusa, \cmd{gs}, che legge il suo
312 standard input da detta pipe, resterebbe bloccato in attesa di ulteriori dati
313 in ingresso (l'unico modo che un programma ha per sapere che l'input è
314 terminato è rilevare che lo standard input è stato chiuso), e la \func{wait}
315 non ritornerebbe.
316
317
318 \subsection{Le funzioni \func{popen} e \func{pclose}}
319 \label{sec:ipc_popen}
320
321 Come si è visto la modalità più comune di utilizzo di una pipe è quella di
322 utilizzarla per fare da tramite fra output ed input di due programmi invocati
323 in sequenza; per questo motivo lo standard POSIX.2 ha introdotto due funzioni
324 che permettono di sintetizzare queste operazioni. La prima di esse si chiama
325 \funcd{popen} ed il suo prototipo è:
326 \begin{prototype}{stdio.h}
327 {FILE *popen(const char *command, const char *type)}
328
329 Esegue il programma \param{command}, di cui, a seconda di \param{type},
330 restituisce, lo standard input o lo standard output nella pipe collegata allo
331 stream restituito come valore di ritorno.
332   
333 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo dello stream associato alla pipe
334   in caso di successo e \val{NULL} per un errore, nel qual caso \var{errno}
335   potrà assumere i valori relativi alle sottostanti invocazioni di \func{pipe}
336   e \func{fork} o \errcode{EINVAL} se \param{type} non è valido.}
337 \end{prototype}
338
339 La funzione crea una pipe, esegue una \func{fork}, ed invoca il programma
340 \param{command} attraverso la shell (in sostanza esegue \file{/bin/sh} con il
341 flag \code{-c}); l'argomento \param{type} deve essere una delle due stringhe
342 \verb|"w"| o \verb|"r"|, per indicare se la pipe sarà collegata allo standard
343 input o allo standard output del comando invocato.
344
345 La funzione restituisce il puntatore allo stream associato alla pipe creata,
346 che sarà aperto in sola lettura (e quindi associato allo standard output del
347 programma indicato) in caso si sia indicato \code{"r"}, o in sola scrittura (e
348 quindi associato allo standard input) in caso di \code{"w"}.
349
350 Lo stream restituito da \func{popen} è identico a tutti gli effetti ai file
351 stream visti in \capref{cha:files_std_interface}, anche se è collegato ad una
352 pipe e non ad un inode\index{inode}, e viene sempre aperto in modalità
353 \textit{fully-buffered} (vedi \secref{sec:file_buffering}); l'unica differenza
354 con gli usuali stream è che dovrà essere chiuso dalla seconda delle due nuove
355 funzioni, \funcd{pclose}, il cui prototipo è:
356 \begin{prototype}{stdio.h}
357 {int pclose(FILE *stream)}
358
359 Chiude il file \param{stream}, restituito da una precedente \func{popen}
360 attendendo la terminazione del processo ad essa associato.
361   
362 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
363   errore; nel quel caso il valore di \var{errno} deriva dalle sottostanti
364   chiamate.}
365 \end{prototype}
366 \noindent che oltre alla chiusura dello stream si incarica anche di attendere
367 (tramite \func{wait4}) la conclusione del processo creato dalla precedente
368 \func{popen}.
369
370 Per illustrare l'uso di queste due funzioni riprendiamo il problema
371 precedente: il programma mostrato in \figref{fig:ipc_barcodepage_code} per
372 quanto funzionante, è (volutamente) codificato in maniera piuttosto complessa,
373 inoltre nella pratica sconta un problema di \cmd{gs} che non è in
374 grado\footnote{nella versione GNU Ghostscript 6.53 (2002-02-13).} di
375 riconoscere correttamente l'Encapsulated PostScript, per cui deve essere usato
376 il PostScript e tutte le volte viene generata una pagina intera, invece che
377 una immagine delle dimensioni corrispondenti al codice a barre.
378
379 Se si vuole generare una immagine di dimensioni appropriate si deve usare un
380 approccio diverso. Una possibilità sarebbe quella di ricorrere ad ulteriore
381 programma, \cmd{epstopsf}, per convertire in PDF un file EPS (che può essere
382 generato da \cmd{barcode} utilizzando lo switch \cmd{-E}).  Utilizzando un PDF
383 al posto di un EPS \cmd{gs} esegue la conversione rispettando le dimensioni
384 originarie del codice a barre e produce un JPEG di dimensioni corrette.
385
386 Questo approccio però non funziona, per via di una delle caratteristiche
387 principali delle pipe. Per poter effettuare la conversione di un PDF infatti è
388 necessario, per la struttura del formato, potersi spostare (con \func{lseek})
389 all'interno del file da convertire; se si esegue la conversione con \cmd{gs}
390 su un file regolare non ci sono problemi, una pipe però è rigidamente
391 sequenziale, e l'uso di \func{lseek} su di essa fallisce sempre con un errore
392 di \errcode{ESPIPE}, rendendo impossibile la conversione.  Questo ci dice che
393 in generale la concatenazione di vari programmi funzionerà soltanto quando
394 tutti prevedono una lettura sequenziale del loro input.
395
396 Per questo motivo si è dovuto utilizzare un procedimento diverso, eseguendo
397 prima la conversione (sempre con \cmd{gs}) del PS in un altro formato
398 intermedio, il PPM,\footnote{il \textit{Portable PixMap file format} è un
399   formato usato spesso come formato intermedio per effettuare conversioni, è
400   infatti molto facile da manipolare, dato che usa caratteri ASCII per
401   memorizzare le immagini, anche se per questo è estremamente inefficiente.}
402 dal quale poi si può ottenere un'immagine di dimensioni corrette attraverso
403 vari programmi di manipolazione (\cmd{pnmcrop}, \cmd{pnmmargin}) che può
404 essere infine trasformata in PNG (con \cmd{pnm2png}).
405
406 In questo caso però occorre eseguire in sequenza ben quattro comandi diversi,
407 inviando l'output di ciascuno all'input del successivo, per poi ottenere il
408 risultato finale sullo standard output: un caso classico di utilizzazione
409 delle pipe, in cui l'uso di \func{popen} e \func{pclose} permette di
410 semplificare notevolmente la stesura del codice.
411
412 Nel nostro caso, dato che ciascun processo deve scrivere il suo output sullo
413 standard input del successivo, occorrerà usare \func{popen} aprendo la pipe in
414 scrittura. Il codice del nuovo programma è riportato in
415 \figref{fig:ipc_barcode_code}.  Come si può notare l'ordine di invocazione dei
416 programmi è l'inverso di quello in cui ci si aspetta che vengano
417 effettivamente eseguiti. Questo non comporta nessun problema dato che la
418 lettura su una pipe è bloccante, per cui ciascun processo, per quanto lanciato
419 per primo, si bloccherà in attesa di ricevere sullo standard input il
420 risultato dell'elaborazione del precedente, benchè quest'ultimo venga
421 invocato dopo.
422
423 \begin{figure}[!htb]
424   \footnotesize \centering
425   \begin{minipage}[c]{15cm}
426     \begin{lstlisting}{}
427 int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
428 {
429     FILE *pipe[4];
430     FILE *pipein;
431     char *cmd_string[4]={
432         "pnmtopng",
433         "pnmmargin -white 10",
434         "pnmcrop",
435         "gs -sDEVICE=ppmraw -sOutputFile=- -sNOPAUSE -q - -c showpage -c quit"
436     };  
437     char content[]="Content-type: image/png\n\n";
438     int i;
439     /* write mime-type to stdout */ 
440     write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
441     /* execute chain of command */
442     for (i=0; i<4; i++) {
443         pipe[i] = popen(cmd_string[i], "w");
444         dup2(fileno(pipe[i]), STDOUT_FILENO); 
445     }
446     /* create barcode (in PS) */
447     pipein = popen("barcode", "w");
448     /* send barcode string to barcode program */
449     write(fileno(pipein), argv[1], strlen(argv[1]));
450     /* close all pipes (in reverse order) */
451     for (i=4; i==0; i--) {
452         pclose((pipe[i]));
453     }
454     exit(0);
455 }
456     \end{lstlisting}
457   \end{minipage} 
458   \normalsize 
459   \caption{Codice completo del \textit{CGI} \file{BarCode.c}.}
460   \label{fig:ipc_barcode_code}
461 \end{figure}
462
463 Nel nostro caso il primo passo (\texttt{\small 14}) è scrivere il mime-type
464 sullo standard output; a questo punto il processo padre non necessita più di
465 eseguire ulteriori operazioni sullo standard output e può tranquillamente
466 provvedere alla redirezione.
467
468 Dato che i vari programmi devono essere lanciati in successione, si è
469 approntato un ciclo (\texttt{\small 15--19}) che esegue le operazioni in
470 sequenza: prima crea una pipe (\texttt{\small 17}) per la scrittura eseguendo
471 il programma con \func{popen}, in modo che essa sia collegata allo standard
472 input, e poi redirige (\texttt{\small 18}) lo standard output su detta pipe.
473
474 In questo modo il primo processo ad essere invocato (che è l'ultimo della
475 catena) scriverà ancora sullo standard output del processo padre, ma i
476 successivi, a causa di questa redirezione, scriveranno sulla pipe associata
477 allo standard input del processo invocato nel ciclo precedente.
478
479 Alla fine tutto quello che resta da fare è lanciare (\texttt{\small 21}) il
480 primo processo della catena, che nel caso è \cmd{barcode}, e scrivere
481 (\texttt{\small 23}) la stringa del codice a barre sulla pipe, che è collegata
482 al suo standard input, infine si può eseguire (\texttt{\small 24--27}) un
483 ciclo che chiuda, nell'ordine inverso rispetto a quello in cui le si sono
484 create, tutte le pipe create con \func{pclose}.
485
486
487 \subsection{Le \textit{pipe} con nome, o \textit{fifo}}
488 \label{sec:ipc_named_pipe}
489
490 Come accennato in \secref{sec:ipc_pipes} il problema delle \textit{pipe} è che
491 esse possono essere utilizzate solo da processi con un progenitore comune o
492 nella relazione padre/figlio; per superare questo problema lo standard POSIX.1
493 ha definito dei nuovi oggetti, le \textit{fifo}, che hanno le stesse
494 caratteristiche delle pipe, ma che invece di essere strutture interne del
495 kernel, visibili solo attraverso un file descriptor, sono accessibili
496 attraverso un inode\index{inode} che risiede sul filesystem, così che i
497 processi le possono usare senza dovere per forza essere in una relazione di
498 \textsl{parentela}.
499
500 Utilizzando una \textit{fifo} tutti i dati passeranno, come per le pipe,
501 attraverso un apposito buffer nel kernel, senza transitare dal filesystem;
502 l'inode\index{inode} allocato sul filesystem serve infatti solo a fornire un
503 punto di riferimento per i processi, che permetta loro di accedere alla stessa
504 fifo; il comportamento delle funzioni di lettura e scrittura è identico a
505 quello illustrato per le pipe in \secref{sec:ipc_pipes}.
506
507 Abbiamo già visto in \secref{sec:file_mknod} le funzioni \func{mknod} e
508 \func{mkfifo} che permettono di creare una fifo; per utilizzarne una un
509 processo non avrà che da aprire il relativo file speciale o in lettura o
510 scrittura; nel primo caso sarà collegato al capo di uscita della fifo, e dovrà
511 leggere, nel secondo al capo di ingresso, e dovrà scrivere.
512
513 Il kernel crea una singola pipe per ciascuna fifo che sia stata aperta, che può
514 essere acceduta contemporaneamente da più processi, sia in lettura che in
515 scrittura. Dato che per funzionare deve essere aperta in entrambe le
516 direzioni, per una fifo di norma la funzione \func{open} si blocca se viene
517 eseguita quando l'altro capo non è aperto.
518
519 Le fifo però possono essere anche aperte in modalità \textsl{non-bloccante},
520 nel qual caso l'apertura del capo in lettura avrà successo solo quando anche
521 l'altro capo è aperto, mentre l'apertura del capo in scrittura restituirà
522 l'errore di \errcode{ENXIO} fintanto che non verrà aperto il capo in lettura.
523
524 In Linux è possibile aprire le fifo anche in lettura/scrittura,\footnote{lo
525   standard POSIX lascia indefinito il comportamento in questo caso.}
526 operazione che avrà sempre successo immediato qualunque sia la modalità di
527 apertura (bloccante e non bloccante); questo può essere utilizzato per aprire
528 comunque una fifo in scrittura anche se non ci sono ancora processi il
529 lettura; è possibile anche usare la fifo all'interno di un solo processo, nel
530 qual caso però occorre stare molto attenti alla possibili situazioni di
531 stallo.\footnote{se si cerca di leggere da una fifo che non contiene dati si
532   avrà un deadlock\index{deadlock} immediato, dato che il processo si blocca e
533   non potrà quindi mai eseguire le funzioni di scrittura.}
534
535 Per la loro caratteristica di essere accessibili attraverso il filesystem, è
536 piuttosto frequente l'utilizzo di una fifo come canale di comunicazione nelle
537 situazioni un processo deve ricevere informazioni da altri. In questo caso è
538 fondamentale che le operazioni di scrittura siano atomiche; per questo si deve
539 sempre tenere presente che questo è vero soltanto fintanto che non si supera
540 il limite delle dimensioni di \const{PIPE\_BUF} (si ricordi quanto detto in
541 \secref{sec:ipc_pipes}).
542
543 A parte il caso precedente, che resta probabilmente il più comune, Stevens
544 riporta in \cite{APUE} altre due casistiche principali per l'uso delle fifo:
545 \begin{itemize}
546 \item Da parte dei comandi di shell, per evitare la creazione di file
547   temporanei quando si devono inviare i dati di uscita di un processo
548   sull'input di parecchi altri (attraverso l'uso del comando \cmd{tee}).
549   
550 \item Come canale di comunicazione fra client ed server (il modello
551   \textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}).
552 \end{itemize}
553
554 Nel primo caso quello che si fa è creare tante fifo, da usare come standard
555 input, quanti sono i processi a cui i vogliono inviare i dati, questi ultimi
556 saranno stati posti in esecuzione ridirigendo lo standard input dalle fifo, si
557 potrà poi eseguire il processo che fornisce l'output replicando quest'ultimo,
558 con il comando \cmd{tee}, sulle varie fifo.
559
560 Il secondo caso è relativamente semplice qualora si debba comunicare con un
561 processo alla volta (nel qual caso basta usare due fifo, una per leggere ed
562 una per scrivere), le cose diventano invece molto più complesse quando si
563 vuole effettuare una comunicazione fra il server ed un numero imprecisato di
564 client; se il primo infatti può ricevere le richieste attraverso una fifo
565 ``\textsl{nota}'', per le risposte non si può fare altrettanto, dato che, per
566 la struttura sequenziale delle fifo, i client dovrebbero sapere, prima di
567 leggerli, quando i dati inviati sono destinati a loro.
568
569 Per risolvere questo problema, si può usare un'architettura come quella
570 illustrata in \figref{fig:ipc_fifo_server_arch} in cui i client inviano le
571 richieste al server su una fifo nota mentre le risposte vengono reinviate dal
572 server a ciascuno di essi su una fifo temporanea creata per l'occasione.
573
574 \begin{figure}[htb]
575   \centering
576   \includegraphics[height=9cm]{img/fifoserver}
577   \caption{Schema dell'utilizzo delle fifo nella realizzazione di una
578   architettura di comunicazione client/server.}
579   \label{fig:ipc_fifo_server_arch}
580 \end{figure}
581
582 Come esempio di uso questa architettura e dell'uso delle fifo, abbiamo scritto
583 un server di \textit{fortunes}, che restituisce, alle richieste di un client,
584 un detto a caso estratto da un insieme di frasi; sia il numero delle frasi
585 dell'insieme, che i file da cui esse vengono lette all'avvio, sono importabili
586 da riga di comando. Il corpo principale del server è riportato in
587 \figref{fig:ipc_fifo_server}, dove si è tralasciata la parte che tratta la
588 gestione delle opzioni a riga di comando, che effettua il settaggio delle
589 variabili \var{fortunefilename}, che indica il file da cui leggere le frasi,
590 ed \var{n}, che indica il numero di frasi tenute in memoria, ad un valore
591 diverso da quelli preimpostati. Il codice completo è nel file
592 \file{FortuneServer.c}.
593
594 \begin{figure}[!htb]
595   \footnotesize \centering
596   \begin{minipage}[c]{15cm}
597     \begin{lstlisting}{}
598 char *fifoname = "/tmp/fortune.fifo";
599 int main(int argc, char *argv[])
600 {
601 /* Variables definition */
602     int i, n = 0;
603     char *fortunefilename = "/usr/share/games/fortunes/italia";
604     char **fortune;
605     char line[80];
606     int fifo_server, fifo_client;
607     int nread;
608     ...
609     if (n==0) usage();          /* if no pool depth exit printing usage info */
610     Signal(SIGTERM, HandSIGTERM);            /* set handlers for termination */
611     Signal(SIGINT, HandSIGTERM);
612     Signal(SIGQUIT, HandSIGTERM);
613     i = FortuneParse(fortunefilename, fortune, n);          /* parse phrases */
614     if (mkfifo(fifoname, 0622)) {  /* create well known fifo if does't exist */
615         if (errno!=EEXIST) {
616             perror("Cannot create well known fifo");
617             exit(1);
618         }
619     }
620     /* open fifo two times to avoid EOF */
621     fifo_server = open(fifoname, O_RDONLY);
622     if (fifo_server < 0) {
623         perror("Cannot open read only well known fifo");
624         exit(1);
625     }
626     if (open(fifoname, O_WRONLY) < 0) {                        
627         perror("Cannot open write only well known fifo");
628         exit(1);
629     }
630     /* Main body: loop over requests */
631     while (1) {
632         nread = read(fifo_server, line, 79);                 /* read request */
633         if (nread < 0) {
634             perror("Read Error");
635             exit(1);
636         }
637         line[nread] = 0;                       /* terminate fifo name string */
638         n = random() % i;                             /* select random value */
639         fifo_client = open(line, O_WRONLY);              /* open client fifo */
640         if (fifo_client < 0) {
641             perror("Cannot open");
642             exit(1);
643         }
644         nread = write(fifo_client,                           /* write phrase */
645                       fortune[n], strlen(fortune[n])+1);
646         close(fifo_client);                             /* close client fifo */
647     }
648 }
649     \end{lstlisting}
650   \end{minipage} 
651   \normalsize 
652   \caption{Sezione principale del codice del server di \textit{fortunes}
653     basato sulle fifo.}
654   \label{fig:ipc_fifo_server}
655 \end{figure}
656
657 Il server richiede (\texttt{\small 12}) che sia stata impostata una dimensione
658 dell'insieme delle frasi non nulla, dato che l'inizializzazione del vettore
659 \var{fortune} avviene solo quando questa dimensione viene specificata, la
660 presenza di un valore nullo provoca l'uscita dal programma attraverso la
661 routine (non riportata) che ne stampa le modalità d'uso.  Dopo di che installa
662 (\texttt{\small 13--15}) la funzione che gestisce i segnali di interruzione
663 (anche questa non è riportata in \figref{fig:ipc_fifo_server}) che si limita a
664 rimuovere dal filesystem la fifo usata dal server per comunicare.
665
666 Terminata l'inizializzazione (\texttt{\small 16}) si effettua la chiamata alla
667 funzione \code{FortuneParse} che legge dal file specificato in
668 \var{fortunefilename} le prime \var{n} frasi e le memorizza (allocando
669 dinamicamente la memoria necessaria) nel vettore di puntatori \var{fortune}.
670 Anche il codice della funzione non è riportato, in quanto non direttamente
671 attinente allo scopo dell'esempio.
672
673 Il passo successivo (\texttt{\small 17--22}) è quello di creare con
674 \func{mkfifo} la fifo nota sulla quale il server ascolterà le richieste,
675 qualora si riscontri un errore il server uscirà (escludendo ovviamente il caso
676 in cui la funzione \func{mkfifo} fallisce per la precedente esistenza della
677 fifo).
678
679 Una volta che si è certi che la fifo di ascolto esiste si procede
680 (\texttt{\small 23--32}) alla sua apertura. Questo viene fatto due volte
681 per evitare di dover gestire all'interno del ciclo principale il caso in cui
682 il server è in ascolto ma non ci sono client che effettuano richieste.
683 Si ricordi infatti che quando una fifo è aperta solo dal capo in lettura,
684 l'esecuzione di \func{read} ritorna con zero byte (si ha cioè una condizione
685 di end-of-file).
686
687 Nel nostro caso la prima apertura si bloccherà fintanto che un qualunque
688 client non apre a sua volta la fifo nota in scrittura per effettuare la sua
689 richiesta. Pertanto all'inizio non ci sono problemi, il client però, una volta
690 ricevuta la risposta, uscirà, chiudendo tutti i file aperti, compresa la fifo.
691 A questo punto il server resta (se non ci sono altri client che stanno
692 effettuando richieste) con la fifo chiusa sul lato in lettura e a questo punto
693 \func{read} non si bloccherà in attesa di input, ma ritornerà in continuazione
694 restituendo un end-of-file.\footnote{Si è usata questa tecnica per
695   compatibilità, Linux infatti supporta l'apertura delle fifo in
696   lettura/scrittura, per cui si sarebbe potuto effettuare una singola apertura
697   con \const{O\_RDWR}, la doppia apertura comunque ha il vantaggio che non si
698   può scrivere per errore sul capo aperto in sola lettura.}
699
700 Per questo motivo, dopo aver eseguito l'apertura in lettura (\texttt{\small
701   24--28}),\footnote{di solito si effettua l'apertura del capo in lettura in
702   modalità non bloccante, per evitare il rischio di uno stallo (se nessuno
703   apre la fifo in scrittura il processo non ritornerà mai dalla \func{open})
704   che nel nostro caso non esiste, mentre è necessario potersi bloccare in
705   lettura in attesa di una richiesta.} si esegue una seconda apertura in
706 scrittura (\texttt{\small 29--32}), scartando il relativo file descriptor che
707 non sarà mai usato, ma lasciando la fifo comunque aperta anche in scrittura,
708 cosicché le successive possano bloccarsi.
709
710 A questo punto si può entrare nel ciclo principale del programma che fornisce
711 le risposte ai client (\texttt{\small 34--50}), che viene eseguito
712 indefinitamente (l'uscita del server viene effettuata inviando un segnale, in
713 modo da passare attraverso la routine di chiusura che cancella la fifo). 
714
715 Il server è progettato per accettare come richieste dai client delle stringhe
716 che contengono il nome della fifo sulla quale deve essere inviata la risposta.
717 Per cui prima (\texttt{\small 35--39}) si esegue la lettura dalla stringa di
718 richiesta dalla fifo nota (che a questo punto si bloccherà tutte le volte che
719 non ci sono richieste). Dopo di che, una volta terminata la stringa
720 (\texttt{\small 40}) e selezionato (\texttt{\small 41}) un numero casuale per
721 ricavare la frase da inviare, si procederà (\texttt{\small 42--46})
722 all'apertura della fifo per la risposta, che \texttt{\small 47--48}) poi vi
723 sarà scritta. Infine (\texttt{\small 49}) si chiude la fifo di risposta che
724 non serve più. 
725
726 Il codice del client è invece riportato in \figref{fig:ipc_fifo_client}, anche
727 in questo caso si è omessa la gestione delle opzioni e la funzione che stampa
728 a video le informazioni di utilizzo ed esce, riportando solo la sezione
729 principale del programma e le definizioni delle variabili. Il codice completo
730 è nel file \file{FortuneClient.c} dei sorgenti allegati.
731
732 \begin{figure}[!htb]
733   \footnotesize \centering
734   \begin{minipage}[c]{15cm}
735     \begin{lstlisting}{}
736 int main(int argc, char *argv[])
737 {
738 /* Variables definition */
739     int n = 0;
740     char *fortunefilename = "/tmp/fortune.fifo";
741     char line[80];
742     int fifo_server, fifo_client;
743     char fifoname[80];
744     int nread;
745     char buffer[PIPE_BUF];
746     ...
747     snprintf(fifoname, 80, "/tmp/fortune.%d", getpid());     /* compose name */
748     if (mkfifo(fifoname, 0622)) {                        /* open client fifo */
749         if (errno!=EEXIST) {
750             perror("Cannot create well known fifo");
751             exit(-1);
752         }
753     }
754     fifo_server = open(fortunefilename, O_WRONLY);       /* open server fifo */
755     if (fifo_server < 0) {
756         perror("Cannot open well known fifo");
757         exit(-1);
758     }
759     nread = write(fifo_server, fifoname, strlen(fifoname)+1);  /* write name */
760     close(fifo_server);                                 /* close server fifo */
761     fifo_client = open(fifoname, O_RDONLY);              /* open client fifo */
762     if (fifo_client < 0) {
763         perror("Cannot open well known fifo");
764         exit(-1);
765     }
766     nread = read(fifo_client, buffer, sizeof(buffer));        /* read answer */
767     printf("%s", buffer);                                   /* print fortune */
768     close(fifo_client);                                      /* close client */
769     close(fifo_server);                                      /* close server */
770     unlink(fifoname);                                  /* remove client fifo */
771 }
772     \end{lstlisting}
773   \end{minipage} 
774   \normalsize 
775   \caption{Sezione principale del codice del client di \textit{fortunes}
776     basato sulle fifo.}
777   \label{fig:ipc_fifo_client}
778 \end{figure}
779
780 La prima istruzione (\texttt{\small 12}) compone il nome della fifo che dovrà
781 essere utilizzata per ricevere la risposta dal server.  Si usa il \acr{pid}
782 del processo per essere sicuri di avere un nome univoco; dopo di che
783 (\texttt{\small 13-18}) si procede alla creazione del relativo file, uscendo
784 in caso di errore (a meno che il file non sia già presente sul filesystem).
785
786 A questo punto il client può effettuare l'interrogazione del server, per
787 questo prima si apre la fifo nota (\texttt{\small 19--23}), e poi ci si scrive
788 (\texttt{\small 24}) la stringa composta in precedenza, che contiene il nome
789 della fifo da utilizzare per la risposta. Infine si richiude la fifo del
790 server che a questo punto non serve più (\texttt{\small 25}).
791
792 Inoltrata la richiesta si può passare alla lettura della risposta; anzitutto
793 si apre (\texttt{\small 26--30}) la fifo appena creata, da cui si deve
794 riceverla, dopo di che si effettua una lettura (\texttt{\small 31})
795 nell'apposito buffer; si è supposto, come è ragionevole, che le frasi inviate
796 dal server siano sempre di dimensioni inferiori a \const{PIPE\_BUF},
797 tralasciamo la gestione del caso in cui questo non è vero. Infine si stampa
798 (\texttt{\small 32}) a video la risposta, si chiude (\texttt{\small 33}) la
799 fifo e si cancella (\texttt{\small 34}) il relativo file.
800 Si noti come la fifo per la risposta sia stata aperta solo dopo aver inviato
801 la richiesta, se non si fosse fatto così si avrebbe avuto uno stallo, in
802 quanto senza la richiesta, il server non avrebbe potuto aprirne il capo in
803 scrittura e l'apertura si sarebbe bloccata indefinitamente.
804
805 Benché il nostro sistema client-server funzioni, la sua struttura è piuttosto
806 complessa e continua ad avere vari inconvenienti\footnote{lo stesso Stevens,
807   che esamina questa architettura in \cite{APUE}, nota come sia impossibile
808   per il server sapere se un client è andato in crash, con la possibilità di
809   far restare le fifo temporanee sul filesystem, di come sia necessario
810   intercettare \const{SIGPIPE} dato che un client può terminare dopo aver
811   fatto una richiesta, ma prima che la risposta sia inviata (cosa che nel
812   nostro esempio non è stata fatta).}; in generale infatti l'interfaccia delle
813 fifo non è adatta a risolvere questo tipo di problemi, che possono essere
814 affrontati in maniera più semplice ed efficace o usando i
815 \textit{socket}\index{socket} (che tratteremo in dettaglio a partire da
816 \capref{cha:socket_intro}) o ricorrendo a meccanismi di comunicazione diversi,
817 come quelli che esamineremo in seguito.
818
819
820
821 \subsection{La funzione \func{socketpair}}
822 \label{sec:ipc_socketpair}
823
824 Un meccanismo di comunicazione molto simile alle pipe, ma che non presenta il
825 problema della unidirezionalità del flusso dei dati, è quello dei cosiddetti
826 \textsl{socket locali} (o \textit{Unix domain socket}). Tratteremo l'argomento
827 dei \textit{socket}\index{socket} in \capref{cha:socket_intro},\footnote{si
828   tratta comunque di oggetti di comunicazione che, come le pipe, sono
829   utilizzati attraverso dei file descriptor.} nell'ambito dell'interfaccia
830 generale che essi forniscono per la programmazione di rete; e vedremo anche
831 (in~\secref{sec:sock_sa_local}) come si possono definire dei file speciali (di
832 tipo \textit{socket}, analoghi a quello associati alle fifo) cui si accede
833 però attraverso quella medesima interfaccia; vale però la pena esaminare qui
834 una modalità di uso dei socket locali\footnote{la funzione \func{socketpair} è
835   stata introdotta in BSD4.4, ma è supportata in genere da qualunque sistema
836   che fornisca l'interfaccia dei socket.} che li rende sostanzialmente
837 identici ad una pipe bidirezionale.
838
839 La funzione \funcd{socketpair} infatti consente di creare una coppia di file
840 descriptor connessi fra di loro (tramite un socket\index{socket}, appunto),
841 senza dover ricorrere ad un file speciale sul filesystem, i descrittori sono
842 del tutto analoghi a quelli che si avrebbero con una chiamata a \func{pipe},
843 con la sola differenza è che in questo caso il flusso dei dati può essere
844 effettuato in entrambe le direzioni. Il prototipo della funzione è:
845 \begin{functions}
846   \headdecl{sys/types.h} 
847   \headdecl{sys/socket.h} 
848   
849   \funcdecl{int socketpair(int domain, int type, int protocol, int sv[2])}
850   
851   Crea una coppia di socket\index{socket} connessi fra loro.
852   
853   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
854     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
855   \begin{errlist}
856   \item[\errcode{EAFNOSUPPORT}] I socket\index{socket} locali non sono
857     supportati.
858   \item[\errcode{EPROTONOSUPPORT}] Il protocollo specificato non è supportato.
859   \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] Il protocollo specificato non supporta la
860   creazione di coppie di socket\index{socket}.
861   \end{errlist}
862   ed inoltre \errval{EMFILE},  \errval{EFAULT}.
863 }
864 \end{functions}
865
866 La funzione restituisce in \param{sv} la coppia di descrittori connessi fra di
867 loro: quello che si scrive su uno di essi sarà ripresentato in input
868 sull'altro e viceversa. I parametri \param{domain}, \param{type} e
869 \param{protocol} derivano dall'interfaccia dei socket\index{socket} (che è
870 quella che fornisce il substrato per connettere i due descrittori), ma in
871 questo caso i soli valori validi che possono essere specificati sono
872 rispettivamente \const{AF\_UNIX}, \const{SOCK\_STREAM} e \val{0}.
873
874 L'utilità di chiamare questa funzione per evitare due chiamate a \func{pipe}
875 può sembrare limitata; in realtà l'utilizzo di questa funzione (e dei
876 socket\index{socket} locali in generale) permette di trasmettere attraverso le
877 linea non solo dei dati, ma anche dei file descriptor: si può cioè passare da
878 un processo ad un altro un file descriptor, con una sorta di duplicazione
879 dello stesso non all'interno di uno stesso processo, ma fra processi distinti
880 (torneremo su questa funzionalità in \secref{sec:xxx_fd_passing}).
881
882
883 \section{La comunicazione fra processi di System V}
884 \label{sec:ipc_sysv}
885
886 Benché le pipe e le fifo siano ancora ampiamente usate, esse scontano il
887 limite fondamentale che il meccanismo di comunicazione che forniscono è
888 rigidamente sequenziale: una situazione in cui un processo scrive qualcosa che
889 molti altri devono poter leggere non può essere implementata con una pipe.
890
891 Per questo nello sviluppo di System V vennero introdotti una serie di nuovi
892 oggetti per la comunicazione fra processi ed una nuova interfaccia di
893 programmazione, che fossero in grado di garantire una maggiore flessibilità.
894 In questa sezione esamineremo come Linux supporta quello che viene chiamato il
895 \textsl{Sistema di comunicazione inter-processo} di System V, cui da qui in
896 avanti faremo riferimento come \textit{SysV IPC} (dove IPC è la sigla di
897 \textit{Inter-Process Comunication}).
898
899
900
901 \subsection{Considerazioni generali}
902 \label{sec:ipc_sysv_generic}
903
904 La principale caratteristica del \textit{SysV IPC} è quella di essere basato
905 su oggetti permanenti che risiedono nel kernel. Questi, a differenza di quanto
906 avviene per i file descriptor, non mantengono un contatore dei riferimenti, e
907 non vengono cancellati dal sistema una volta che non sono più in uso.
908
909 Questo comporta due problemi: il primo è che, al contrario di quanto avviene
910 per pipe e fifo, la memoria allocata per questi oggetti non viene rilasciata
911 automaticamente quando non c'è più nessuno che li utilizzi, ed essi devono
912 essere cancellati esplicitamente, se non si vuole che restino attivi fino al
913 riavvio del sistema. Il secondo problema è che, dato che non c'è, come per i
914 file, un contatore del numero di riferimenti che ne indichi l'essere in uso,
915 essi possono essere cancellati anche se ci sono dei processi che li stanno
916 utilizzando, con tutte le conseguenze (negative) del caso.
917
918 Un'ulteriore caratteristica negativa è che gli oggetti usati nel \textit{SysV
919   IPC} vengono creati direttamente dal kernel, e sono accessibili solo
920 specificando il relativo \textsl{identificatore}. Questo è un numero
921 progressivo (un po' come il \acr{pid} dei processi) che il kernel assegna a
922 ciascuno di essi quanto vengono creati (sul procedimento di assegnazione
923 torneremo in \secref{sec:ipc_sysv_id_use}). L'identificatore viene restituito
924 dalle funzioni che creano l'oggetto, ed è quindi locale al processo che le ha
925 eseguite. Dato che l'identificatore viene assegnato dinamicamente dal kernel
926 non è possibile prevedere quale sarà, né utilizzare un qualche valore statico,
927 si pone perciò il problema di come processi diversi possono accedere allo
928 stesso oggetto.
929
930 Per risolvere il problema nella struttura \struct{ipc\_perm} che il kernel
931 associa a ciascun oggetto, viene mantenuto anche un campo apposito che
932 contiene anche una \textsl{chiave}, identificata da una variabile del tipo
933 primitivo \type{key\_t}, da specificare in fase di creazione dell'oggetto, e
934 tramite la quale è possibile ricavare l'identificatore.\footnote{in sostanza
935   si sposta il problema dell'accesso dalla classificazione in base
936   all'identificatore alla classificazione in base alla chiave, una delle tante
937   complicazioni inutili presenti nel \textit{SysV IPC}.} Oltre la chiave, la
938 struttura, la cui definizione è riportata in \figref{fig:ipc_ipc_perm},
939 mantiene varie proprietà ed informazioni associate all'oggetto.
940
941 \begin{figure}[!htb]
942   \footnotesize \centering
943   \begin{minipage}[c]{15cm}
944     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm ]{}
945 struct ipc_perm
946 {
947     key_t key;                        /* Key.  */
948     uid_t uid;                        /* Owner's user ID.  */
949     gid_t gid;                        /* Owner's group ID.  */
950     uid_t cuid;                       /* Creator's user ID.  */
951     gid_t cgid;                       /* Creator's group ID.  */
952     unsigned short int mode;          /* Read/write permission.  */
953     unsigned short int seq;           /* Sequence number.  */
954 };
955     \end{lstlisting}
956   \end{minipage} 
957   \normalsize 
958   \caption{La struttura \structd{ipc\_perm}, come definita in
959     \file{sys/ipc.h}.}
960   \label{fig:ipc_ipc_perm}
961 \end{figure}
962
963 Usando la stessa chiave due processi diversi possono ricavare l'identificatore
964 associato ad un oggetto ed accedervi. Il problema che sorge a questo punto è
965 come devono fare per accordarsi sull'uso di una stessa chiave. Se i processi
966 sono \textsl{parenti} la soluzione è relativamente semplice, in tal caso
967 infatti si può usare il valore speciale \texttt{IPC\_PRIVATE} per creare un
968 nuovo oggetto nel processo padre, l'identificatore così ottenuto sarà
969 disponibile in tutti i figli, e potrà essere passato come parametro attraverso
970 una \func{exec}.
971
972 Però quando i processi non sono \textsl{parenti} (come capita tutte le volte
973 che si ha a che fare con un sistema client-server) tutto questo non è
974 possibile; si potrebbe comunque salvare l'identificatore su un file noto, ma
975 questo ovviamente comporta lo svantaggio di doverselo andare a rileggere.  Una
976 alternativa più efficace è quella che i programmi usino un valore comune per
977 la chiave (che ad esempio può essere dichiarato in un header comune), ma c'è
978 sempre il rischio che questa chiave possa essere stata già utilizzata da
979 qualcun altro.  Dato che non esiste una convenzione su come assegnare queste
980 chiavi in maniera univoca l'interfaccia mette a disposizione una funzione
981 apposita, \funcd{ftok}, che permette di ottenere una chiave specificando il
982 nome di un file ed un numero di versione; il suo prototipo è:
983 \begin{functions}
984   \headdecl{sys/types.h} 
985   \headdecl{sys/ipc.h} 
986   
987   \funcdecl{key\_t ftok(const char *pathname, int proj\_id)}
988   
989   Restituisce una chiave per identificare un oggetto del \textit{SysV IPC}.
990   
991   \bodydesc{La funzione restituisce la chiave in caso di successo e -1
992     altrimenti, nel qual caso \var{errno} sarà uno dei possibili codici di
993     errore di \func{stat}.}
994 \end{functions}
995
996 La funzione determina un valore della chiave sulla base di \param{pathname},
997 che deve specificare il pathname di un file effettivamente esistente e di un
998 numero di progetto \param{proj\_id)}, che di norma viene specificato come
999 carattere, dato che ne vengono utilizzati solo gli 8 bit meno
1000 significativi.\footnote{nelle libc4 e libc5, come avviene in SunOS,
1001   l'argomento \param{proj\_id} è dichiarato tipo \ctyp{char}, le \acr{glibc}
1002   usano il prototipo specificato da XPG4, ma vengono lo stesso utilizzati gli
1003   8 bit meno significativi.}
1004
1005 Il problema è che anche così non c'è la sicurezza che il valore della chiave
1006 sia univoco, infatti esso è costruito combinando il byte di \param{proj\_id)}
1007 con i 16 bit meno significativi dell'inode\index{inode} del file
1008 \param{pathname} (che vengono ottenuti attraverso \func{stat}, da cui derivano
1009 i possibili errori), e gli 8 bit meno significativi del numero del dispositivo
1010 su cui è il file.  Diventa perciò relativamente facile ottenere delle
1011 collisioni, specie se i file sono su dispositivi con lo stesso \textit{minor
1012   number}, come \file{/dev/hda1} e \file{/dev/sda1}.
1013
1014 In genere quello che si fa è utilizzare un file comune usato dai programmi che
1015 devono comunicare (ad esempio un header comune, o uno dei programmi che devono
1016 usare l'oggetto in questione), utilizzando il numero di progetto per ottenere
1017 le chiavi che interessano. In ogni caso occorre sempre controllare, prima di
1018 creare un oggetto, che la chiave non sia già stata utilizzata. Se questo va
1019 bene in fase di creazione, le cose possono complicarsi per i programmi che
1020 devono solo accedere, in quanto, a parte gli eventuali controlli sugli altri
1021 attributi di \struct{ipc\_perm}, non esiste una modalità semplice per essere
1022 sicuri che l'oggetto associato ad una certa chiave sia stato effettivamente
1023 creato da chi ci si aspetta.
1024
1025 Questo è, insieme al fatto che gli oggetti sono permanenti e non mantengono un
1026 contatore di riferimenti per la cancellazione automatica, il principale
1027 problema del \textit{SysV IPC}. Non esiste infatti una modalità chiara per
1028 identificare un oggetto, come sarebbe stato se lo si fosse associato ad in
1029 file, e tutta l'interfaccia è inutilmente complessa.  Per questo ne è stata
1030 effettuata una revisione completa nello standard POSIX.1b, che tratteremo in
1031 \secref{sec:ipc_posix}.
1032
1033
1034 \subsection{Il controllo di accesso}
1035 \label{sec:ipc_sysv_access_control}
1036
1037 Oltre alle chiavi, abbiamo visto che ad ogni oggetto sono associate in
1038 \struct{ipc\_perm} ulteriori informazioni, come gli identificatori del creatore
1039 (nei campi \var{cuid} e \var{cgid}) e del proprietario (nei campi \var{uid} e
1040 \var{gid}) dello stesso, e un insieme di permessi (nel campo \var{mode}). In
1041 questo modo è possibile definire un controllo di accesso sugli oggetti di IPC,
1042 simile a quello che si ha per i file (vedi \secref{sec:file_perm_overview}).
1043
1044 Benché questo controllo di accesso sia molto simile a quello dei file, restano
1045 delle importanti differenze. La prima è che il permesso di esecuzione non
1046 esiste (e se specificato viene ignorato), per cui si può parlare solo di
1047 permessi di lettura e scrittura (nel caso dei semafori poi quest'ultimo è più
1048 propriamente un permesso di modifica). I valori di \var{mode} sono gli stessi
1049 ed hanno lo stesso significato di quelli riportati in
1050 \secref{tab:file_mode_flags}\footnote{se però si vogliono usare le costanti
1051   simboliche ivi definite occorrerà includere il file \file{sys/stat.h},
1052   alcuni sistemi definiscono le costanti \const{MSG\_R} (\texttt{0400}) e
1053   \const{MSG\_W} (\texttt{0200}) per indicare i permessi base di lettura e
1054   scrittura per il proprietario, da utilizzare, con gli opportuni shift, pure
1055   per il gruppo e gli altri, in Linux, visto la loro scarsa utilità, queste
1056   costanti non sono definite.} e come per i file definiscono gli accessi per
1057 il proprietario, il suo gruppo e tutti gli altri.
1058
1059 Quando l'oggetto viene creato i campi \var{cuid} e \var{uid} di
1060 \struct{ipc\_perm} ed i campi \var{cgid} e \var{gid} vengono settati
1061 rispettivamente al valore dell'user-ID e del group-ID effettivo del processo che
1062 ha chiamato la funzione, ma, mentre i campi \var{uid} e \var{gid} possono
1063 essere cambiati, i campi \var{cuid} e \var{cgid} restano sempre gli stessi.
1064
1065 Il controllo di accesso è effettuato a due livelli. Il primo livello è nelle
1066 funzioni che richiedono l'identificatore di un oggetto data la chiave. Queste
1067 specificano tutte un argomento \param{flag}, in tal caso quando viene
1068 effettuata la ricerca di una chiave, qualora \param{flag} specifichi dei
1069 permessi, questi vengono controllati e l'identificatore viene restituito solo
1070 se corrispondono a quelli dell'oggetto. Se ci sono dei permessi non presenti
1071 in \var{mode} l'accesso sarà negato. Questo controllo però è di utilità
1072 indicativa, dato che è sempre possibile specificare per \param{flag} un valore
1073 nullo, nel qual caso l'identificatore sarà restituito comunque.
1074
1075 Il secondo livello di controllo è quello delle varie funzioni che accedono
1076 direttamente (in lettura o scrittura) all'oggetto. In tal caso lo schema dei
1077 controlli è simile a quello dei file, ed avviene secondo questa sequenza:
1078 \begin{itemize}
1079 \item se il processo ha i privilegi di amministratore l'accesso è sempre
1080   consentito. 
1081 \item se l'user-ID effettivo del processo corrisponde o al valore del campo
1082   \var{cuid} o a quello del campo \var{uid} ed il permesso per il proprietario
1083   in \var{mode} è appropriato\footnote{per appropriato si intende che è
1084     settato il permesso di scrittura per le operazioni di scrittura e quello
1085     di lettura per le operazioni di lettura.} l'accesso è consentito.
1086 \item se il group-ID effettivo del processo corrisponde o al
1087   valore del campo \var{cgid} o a quello del campo \var{gid} ed il permesso
1088   per il gruppo in \var{mode} è appropriato l'accesso è consentito.
1089 \item se il permesso per gli altri è appropriato l'accesso è consentito.
1090 \end{itemize}
1091 solo se tutti i controlli elencati falliscono l'accesso è negato. Si noti che
1092 a differenza di quanto avviene per i permessi dei file, fallire in uno dei
1093 passi elencati non comporta il fallimento dell'accesso. Un'ulteriore
1094 differenza rispetto a quanto avviene per i file è che per gli oggetti di IPC
1095 il valore di \var{umask} (si ricordi quanto esposto in
1096 \secref{sec:file_umask}) non ha alcun significato.
1097
1098
1099 \subsection{Gli identificatori ed il loro utilizzo}
1100 \label{sec:ipc_sysv_id_use}
1101
1102 L'unico campo di \struct{ipc\_perm} del quale non abbiamo ancora parlato è
1103 \var{seq}, che in \figref{fig:ipc_ipc_perm} è qualificato con un criptico
1104 ``\textsl{numero di sequenza}'', ne parliamo adesso dato che esso è
1105 strettamente attinente alle modalità con cui il kernel assegna gli
1106 identificatori degli oggetti del sistema di IPC.
1107
1108 Quando il sistema si avvia, alla creazione di ogni nuovo oggetto di IPC viene
1109 assegnato un numero progressivo, pari al numero di oggetti di quel tipo
1110 esistenti. Se il comportamento fosse sempre questo sarebbe identico a quello
1111 usato nell'assegnazione dei file descriptor nei processi, ed i valori degli
1112 identificatori tenderebbero ad essere riutilizzati spesso e restare di piccole
1113 dimensioni (inferiori al numero massimo di oggetti disponibili).
1114
1115 Questo va benissimo nel caso dei file descriptor, che sono locali ad un
1116 processo, ma qui il comportamento varrebbe per tutto il sistema, e per
1117 processi del tutto scorrelati fra loro. Così si potrebbero avere situazioni
1118 come quella in cui un server esce e cancella le sue code di messaggi, ed il
1119 relativo identificatore viene immediatamente assegnato a quelle di un altro
1120 server partito subito dopo, con la possibilità che i client del primo non
1121 facciano in tempo ad accorgersi dell'avvenuto, e finiscano con l'interagire
1122 con gli oggetti del secondo, con conseguenze imprevedibili.
1123
1124 Proprio per evitare questo tipo di situazioni il sistema usa il valore di
1125 \var{seq} per provvedere un meccanismo che porti gli identificatori ad
1126 assumere tutti i valori possibili, rendendo molto più lungo il periodo in cui
1127 un identificatore può venire riutilizzato.
1128
1129 Il sistema dispone sempre di un numero fisso di oggetti di IPC,\footnote{fino
1130   al kernel 2.2.x questi valori, definiti dalle costanti \const{MSGMNI},
1131   \const{SEMMNI} e \const{SHMMNI}, potevano essere cambiati (come tutti gli
1132   altri limiti relativi al \textit{SysV IPC}) solo con una ricompilazione del
1133   kernel, andando a modificarne la definizione nei relativi header file.  A
1134   partire dal kernel 2.4.x è possibile cambiare questi valori a sistema attivo
1135   scrivendo sui file \file{shmmni}, \file{msgmni} e \file{sem} di
1136   \file{/proc/sys/kernel} o con l'uso di \func{sysctl}.} e per ciascuno di
1137 essi viene mantenuto in \var{seq} un numero di sequenza progressivo che viene
1138 incrementato di uno ogni volta che l'oggetto viene cancellato. Quando
1139 l'oggetto viene creato usando uno spazio che era già stato utilizzato in
1140 precedenza per restituire l'identificatore al numero di oggetti presenti viene
1141 sommato il valore di \var{seq} moltiplicato per il numero massimo di oggetti
1142 di quel tipo,\footnote{questo vale fino ai kernel della serie 2.2.x, dalla
1143   serie 2.4.x viene usato lo stesso fattore per tutti gli oggetti, esso è dato
1144   dalla costante \const{IPCMNI}, definita in \file{include/linux/ipc.h}, che
1145   indica il limite massimo per il numero di tutti oggetti di IPC, ed il cui
1146   valore è 32768.}  si evita così il riutilizzo degli stessi numeri, e si fa
1147 sì che l'identificatore assuma tutti i valori possibili.
1148
1149 \begin{figure}[!htb]
1150   \footnotesize \centering
1151   \begin{minipage}[c]{15cm}
1152     \begin{lstlisting}{}
1153 int main(int argc, char *argv[])
1154 {
1155     ...
1156     switch (type) {
1157     case 'q':   /* Message Queue */
1158         debug("Message Queue Try\n");
1159         for (i=0; i<n; i++) {
1160             id = msgget(IPC_PRIVATE, IPC_CREAT|0666);
1161             printf("Identifier Value %d \n", id);
1162             msgctl(id, IPC_RMID, NULL);
1163         }
1164         break;
1165     case 's':   /* Semaphore */
1166         debug("Semaphore\n");
1167         for (i=0; i<n; i++) {
1168             id = semget(IPC_PRIVATE, 1, IPC_CREAT|0666);
1169             printf("Identifier Value %d \n", id);
1170             semctl(id, 0, IPC_RMID);
1171         }
1172         break;
1173     case 'm':   /* Shared Memory */
1174         debug("Shared Memory\n");
1175         for (i=0; i<n; i++) {
1176             id = shmget(IPC_PRIVATE, 1000, IPC_CREAT|0666);
1177             printf("Identifier Value %d \n", id);
1178             shmctl(id, IPC_RMID, NULL);
1179         }
1180         break;
1181     default:    /* should not reached */
1182         return -1;
1183     }
1184     return 0;
1185 }
1186     \end{lstlisting}
1187   \end{minipage} 
1188   \normalsize 
1189   \caption{Sezione principale del programma di test per l'assegnazione degli
1190     identificatori degli oggetti di IPC \file{IPCTestId.c}.}
1191   \label{fig:ipc_sysv_idtest}
1192 \end{figure}
1193
1194 In \figref{fig:ipc_sysv_idtest} è riportato il codice di un semplice programma
1195 di test che si limita a creare un oggetto (specificato a riga di comando),
1196 stamparne il numero di identificatore e cancellarlo per un numero specificato
1197 di volte. Al solito non si è riportato il codice della gestione delle opzioni
1198 a riga di comando, che permette di specificare quante volte effettuare il
1199 ciclo \var{n}, e su quale tipo di oggetto eseguirlo.
1200
1201 La figura non riporta il codice di selezione delle opzioni, che permette di
1202 inizializzare i valori delle variabili \var{type} al tipo di oggetto voluto, e
1203 \var{n} al numero di volte che si vuole effettuare il ciclo di creazione,
1204 stampa, cancellazione. I valori di default sono per l'uso delle code di
1205 messaggi e un ciclo di 5 volte. Se si lancia il comando si otterrà qualcosa
1206 del tipo:
1207 \begin{verbatim}
1208 piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
1209 Identifier Value 0 
1210 Identifier Value 32768 
1211 Identifier Value 65536 
1212 Identifier Value 98304 
1213 Identifier Value 131072 
1214 \end{verbatim}%$
1215 il che ci mostra che abbiamo un kernel della serie 2.4.x nel quale non avevamo
1216 ancora usato nessuna coda di messaggi. Se ripetiamo il comando otterremo
1217 ancora:
1218 \begin{verbatim}
1219 [piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
1220 Identifier Value 163840 
1221 Identifier Value 196608 
1222 Identifier Value 229376 
1223 Identifier Value 262144 
1224 Identifier Value 294912 
1225 \end{verbatim}%$
1226 che ci mostra come il valore di \var{seq} sia in effetti una quantità
1227 mantenuta staticamente all'interno del sistema.
1228
1229
1230 \subsection{Code di messaggi}
1231 \label{sec:ipc_sysv_mq}
1232
1233 Il primo oggetto introdotto dal \textit{SysV IPC} è quello delle code di
1234 messaggi.  Le code di messaggi sono oggetti analoghi alle pipe o alle fifo,
1235 anche se la loro struttura è diversa, ed il loro scopo principale è appunto
1236 quello di permettere a processi diversi di scambiarsi dei dati.
1237
1238 La funzione che permette di richiedere al sistema l'identificatore di una coda
1239 di messaggi esistente (o di crearne una se questa non esiste) è
1240 \funcd{msgget}; il suo prototipo è:
1241 \begin{functions}
1242   \headdecl{sys/types.h} 
1243   \headdecl{sys/ipc.h} 
1244   \headdecl{sys/msg.h} 
1245   
1246   \funcdecl{int msgget(key\_t key, int flag)}
1247   
1248   Restituisce l'identificatore di una coda di messaggi.
1249   
1250   \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
1251     in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1252   \begin{errlist}
1253   \item[\errcode{EACCES}] Il processo chiamante non ha i privilegi per accedere
1254   alla coda richiesta.  
1255   \item[\errcode{EEXIST}] Si è richiesta la creazione di una coda che già
1256   esiste, ma erano specificati sia \const{IPC\_CREAT} che \const{IPC\_EXCL}. 
1257   \item[\errcode{EIDRM}] La coda richiesta è marcata per essere cancellata.
1258   \item[\errcode{ENOENT}] Si è cercato di ottenere l'identificatore di una coda
1259     di messaggi specificando una chiave che non esiste e \const{IPC\_CREAT}
1260     non era specificato.
1261   \item[\errcode{ENOSPC}] Si è cercato di creare una coda di messaggi quando è
1262     stato superato il limite massimo di code (\const{MSGMNI}).
1263   \end{errlist}
1264   ed inoltre \errval{ENOMEM}.
1265 }
1266 \end{functions}
1267
1268 Le funzione (come le analoghe che si usano per gli altri oggetti) serve sia a
1269 ottenere l'identificatore di una coda di messaggi esistente, che a crearne una
1270 nuova. L'argomento \param{key} specifica la chiave che è associata
1271 all'oggetto, eccetto il caso in cui si specifichi il valore
1272 \const{IPC\_PRIVATE}, nel qual caso la coda è creata ex-novo e non vi è
1273 associata alcuna chiave, il processo (ed i suoi eventuali figli) potranno
1274 farvi riferimento solo attraverso l'identificatore.
1275
1276 Se invece si specifica un valore diverso da \const{IPC\_PRIVATE}\footnote{in
1277   Linux questo significa un valore diverso da zero.} l'effetto della funzione
1278 dipende dal valore di \param{flag}, se questo è nullo la funzione si limita ad
1279 effettuare una ricerca sugli oggetti esistenti, restituendo l'identificatore
1280 se trova una corrispondenza, o fallendo con un errore di \errcode{ENOENT} se
1281 non esiste o di \errcode{EACCES} se si sono specificati dei permessi non
1282 validi.
1283
1284 Se invece si vuole creare una nuova coda di messaggi \param{flag} non può
1285 essere nullo e deve essere fornito come maschera binaria, impostando il bit
1286 corrispondente al valore \const{IPC\_CREAT}. In questo caso i nove bit meno
1287 significativi di \param{flag} saranno usati come permessi per il nuovo
1288 oggetto, secondo quanto illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}.
1289 Se si imposta anche il bit corrispondente a \const{IPC\_EXCL} la funzione avrà
1290 successo solo se l'oggetto non esiste già, fallendo con un errore di
1291 \errcode{EEXIST} altrimenti.
1292
1293 Si tenga conto che l'uso di \const{IPC\_PRIVATE} non impedisce ad altri
1294 processi di accedere alla coda (se hanno privilegi sufficienti) una volta che
1295 questi possano indovinare o ricavare (ad esempio per tentativi)
1296 l'identificatore ad essa associato. Per come sono implementati gli oggetti di
1297 IPC infatti non esiste una maniera che  garantisca l'accesso esclusivo ad una
1298 coda di messaggi.  Usare \const{IPC\_PRIVATE} o const{IPC\_CREAT} e
1299 \const{IPC\_EXCL} per \param{flag} comporta solo la creazione di una nuova
1300 coda.
1301
1302 \begin{table}[htb]
1303   \footnotesize
1304   \centering
1305   \begin{tabular}[c]{|c|r|l|l|}
1306     \hline
1307     \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{File in \texttt{proc}}
1308     & \textbf{Significato} \\
1309     \hline
1310     \hline
1311     \const{MSGMNI}&   16& \file{msgmni} & Numero massimo di code di
1312                                           messaggi. \\
1313     \const{MSGMAX}& 8192& \file{msgmax} & Dimensione massima di un singolo
1314                                           messaggio.\\
1315     \const{MSGMNB}&16384& \file{msgmnb} & Dimensione massima del contenuto di 
1316                                           una coda.\\
1317     \hline
1318   \end{tabular}
1319   \caption{Valori delle costanti associate ai limiti delle code di messaggi.}
1320   \label{tab:ipc_msg_limits}
1321 \end{table}
1322
1323 Le code di messaggi sono caratterizzate da tre limiti fondamentali, definiti
1324 negli header e corrispondenti alle prime tre costanti riportate in
1325 \tabref{tab:ipc_msg_limits}, come accennato però in Linux è possibile
1326 modificare questi limiti attraverso l'uso di \func{sysctl} o scrivendo nei
1327 file \file{msgmax}, \file{msgmnb} e \file{msgmni} di \file{/proc/sys/kernel/}.
1328
1329
1330 \begin{figure}[htb]
1331   \centering \includegraphics[width=15cm]{img/mqstruct}
1332   \caption{Schema della struttura di una coda messaggi.}
1333   \label{fig:ipc_mq_schema}
1334 \end{figure}
1335
1336
1337 Una coda di messaggi è costituita da una \textit{linked list};\footnote{una
1338   \textit{linked list} è una tipica struttura di dati, organizzati in una
1339   lista in cui ciascun elemento contiene un puntatore al successivo. In questo
1340   modo la struttura è veloce nell'estrazione ed immissione dei dati dalle
1341   estremità dalla lista (basta aggiungere un elemento in testa o in coda ed
1342   aggiornare un puntatore), e relativamente veloce da attraversare in ordine
1343   sequenziale (seguendo i puntatori), è invece relativamente lenta
1344   nell'accesso casuale e nella ricerca.}  i nuovi messaggi vengono inseriti in
1345 coda alla lista e vengono letti dalla cima, in \figref{fig:ipc_mq_schema} si è
1346 riportato lo schema con cui queste strutture vengono mantenute dal
1347 kernel.\footnote{lo schema illustrato in \figref{fig:ipc_mq_schema} è in
1348   realtà una semplificazione di quello usato effettivamente fino ai kernel
1349   della serie 2.2.x, nei kernel della serie 2.4.x la gestione delle code di
1350   messaggi è stata modificata ed è effettuata in maniera diversa; abbiamo
1351   mantenuto lo schema precedente in quanto illustra comunque in maniera più
1352   che adeguata i principi di funzionamento delle code di messaggi.}
1353
1354 \begin{figure}[!htb]
1355   \footnotesize \centering
1356   \begin{minipage}[c]{15cm}
1357     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1358 struct msqid_ds {
1359     struct ipc_perm msg_perm;     /* structure for operation permission */
1360     time_t msg_stime;             /* time of last msgsnd command */
1361     time_t msg_rtime;             /* time of last msgrcv command */
1362     time_t msg_ctime;             /* time of last change */
1363     msgqnum_t msg_qnum;           /* number of messages currently on queue */
1364     msglen_t msg_qbytes;          /* max number of bytes allowed on queue */
1365     pid_t msg_lspid;              /* pid of last msgsnd() */
1366     pid_t msg_lrpid;              /* pid of last msgrcv() */
1367     struct msg *msg_first;        /* first message on queue, unused  */
1368     struct msg *msg_last;         /* last message in queue, unused */
1369     unsigned long int msg_cbytes; /* current number of bytes on queue */
1370 };
1371     \end{lstlisting}
1372   \end{minipage} 
1373   \normalsize 
1374   \caption{La struttura \structd{msqid\_ds}, associata a ciascuna coda di
1375     messaggi.}
1376   \label{fig:ipc_msqid_ds}
1377 \end{figure}
1378
1379 A ciascuna coda è associata una struttura \struct{msgid\_ds}, la cui
1380 definizione, è riportata in \secref{fig:ipc_msqid_ds}. In questa struttura il
1381 kernel mantiene le principali informazioni riguardo lo stato corrente della
1382 coda.\footnote{come accennato questo vale fino ai kernel della serie 2.2.x,
1383   essa viene usata nei kernel della serie 2.4.x solo per compatibilità in
1384   quanto è quella restituita dalle funzioni dell'interfaccia.  Si noti come ci
1385   sia una differenza con i campi mostrati nello schema di
1386   \figref{fig:ipc_mq_schema} che sono presi dalla definizione di
1387   \file{linux/msg.h}, e fanno riferimento alla definizione della omonima
1388   struttura usata nel kernel.} In \figref{fig:ipc_msqid_ds} sono elencati i
1389 campi significativi definiti in \file{sys/msg.h}, a cui si sono aggiunti gli
1390 ultimi tre campi che sono previsti dalla implementazione originale di System
1391 V, ma non dallo standard Unix98.
1392
1393 Quando si crea una nuova coda con \func{msgget} questa struttura viene
1394 inizializzata, in particolare il campo \var{msg\_perm} viene inizializzato
1395 come illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}, per quanto riguarda
1396 gli altri campi invece:
1397 \begin{itemize}
1398 \item il campo \var{msg\_qnum}, che esprime il numero di messaggi presenti
1399   sulla coda, viene inizializzato a 0.
1400 \item i campi \var{msg\_lspid} e \var{msg\_lrpid}, che esprimono
1401   rispettivamente il \acr{pid} dell'ultimo processo che ha inviato o ricevuto
1402   un messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
1403 \item i campi \var{msg\_stime} e \var{msg\_rtime}, che esprimono
1404   rispettivamente il tempo in cui è stato inviato o ricevuto l'ultimo
1405   messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
1406 \item il campo \var{msg\_ctime}, che esprime il tempo di creazione della coda,
1407   viene inizializzato al tempo corrente.
1408 \item il campo \var{msg\_qbytes} che esprime la dimensione massima del
1409   contenuto della coda (in byte) viene inizializzato al valore preimpostato
1410   del sistema (\const{MSGMNB}).
1411 \item i campi \var{msg\_first} e \var{msg\_last} che esprimono l'indirizzo del
1412   primo e ultimo messaggio sono inizializzati a \val{NULL} e
1413   \var{msg\_cbytes}, che esprime la dimensione in byte dei messaggi presenti è
1414   inizializzato a zero. Questi campi sono ad uso interno dell'implementazione
1415   e non devono essere utilizzati da programmi in user space).
1416 \end{itemize}
1417
1418 Una volta creata una coda di messaggi le operazioni di controllo vengono
1419 effettuate con la funzione \funcd{msgctl}, che (come le analoghe \func{semctl}
1420 e \func{shmctl}) fa le veci di quello che \func{ioctl} è per i file; il suo
1421 prototipo è:
1422 \begin{functions}
1423   \headdecl{sys/types.h} 
1424   \headdecl{sys/ipc.h} 
1425   \headdecl{sys/msg.h} 
1426   
1427   \funcdecl{int msgctl(int msqid, int cmd, struct msqid\_ds *buf)}
1428   
1429   Esegue l'operazione specificata da \param{cmd} sulla coda \param{msqid}.
1430   
1431   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo o -1 in caso di
1432     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1433   \begin{errlist}
1434   \item[\errcode{EACCES}] Si è richiesto \const{IPC\_STAT} ma processo
1435     chiamante non ha i privilegi di lettura sulla coda.
1436   \item[\errcode{EIDRM}] La coda richiesta è stata cancellata.
1437   \item[\errcode{EPERM}] Si è richiesto \const{IPC\_SET} o \const{IPC\_RMID} ma
1438     il processo non ha i privilegi, o si è richiesto di aumentare il valore di
1439     \var{msg\_qbytes} oltre il limite \const{MSGMNB} senza essere
1440     amministratore.
1441   \end{errlist}
1442   ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL}.
1443 }
1444 \end{functions}
1445
1446 La funzione permette di accedere ai valori della struttura \struct{msqid\_ds},
1447 mantenuta all'indirizzo \param{buf}, per la coda specificata
1448 dall'identificatore \param{msqid}. Il comportamento della funzione dipende dal
1449 valore dell'argomento \param{cmd}, che specifica il tipo di azione da
1450 eseguire; i valori possibili sono:
1451 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
1452 \item[\const{IPC\_STAT}] Legge le informazioni riguardo la coda nella
1453   struttura indicata da \param{buf}. Occorre avere il permesso di lettura
1454   sulla coda.
1455 \item[\const{IPC\_RMID}] Rimuove la coda, cancellando tutti i dati, con
1456   effetto immediato. Tutti i processi che cercheranno di accedere alla coda
1457   riceveranno un errore di \errcode{EIDRM}, e tutti processi in attesa su
1458   funzioni di di lettura o di scrittura sulla coda saranno svegliati ricevendo
1459   il medesimo errore. Questo comando può essere eseguito solo da un processo
1460   con user-ID effettivo corrispondente al creatore o al proprietario della
1461   coda, o all'amministratore.
1462 \item[\const{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
1463   della coda, ed il limite massimo sulle dimensioni del totale dei messaggi in
1464   essa contenuti (\var{msg\_qbytes}). I valori devono essere passati in una
1465   struttura \struct{msqid\_ds} puntata da \param{buf}.  Per modificare i valori
1466   di \var{msg\_perm.mode}, \var{msg\_perm.uid} e \var{msg\_perm.gid} occorre
1467   essere il proprietario o il creatore della coda, oppure l'amministratore; lo
1468   stesso vale per \var{msg\_qbytes}, ma l'amministratore ha la facoltà di
1469   incrementarne il valore a limiti superiori a \const{MSGMNB}.
1470 \end{basedescript}
1471
1472
1473 Una volta che si abbia a disposizione l'identificatore, per inviare un
1474 messaggio su una coda si utilizza la funzione \funcd{msgsnd}; il suo prototipo
1475 è:
1476 \begin{functions}
1477   \headdecl{sys/types.h} 
1478   \headdecl{sys/ipc.h} 
1479   \headdecl{sys/msg.h} 
1480   
1481   \funcdecl{int msgsnd(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz, int
1482     msgflg)} 
1483
1484   Invia un messaggio sulla coda \param{msqid}.
1485   
1486   \bodydesc{La funzione restituisce 0, e -1 in caso di errore, nel qual caso
1487     \var{errno} assumerà uno dei valori:
1488   \begin{errlist}
1489   \item[\errcode{EACCES}] Non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
1490   \item[\errcode{EIDRM}] La coda è stata cancellata.
1491   \item[\errcode{EAGAIN}] Il messaggio non può essere inviato perché si è
1492   superato il limite \var{msg\_qbytes} sul numero massimo di byte presenti
1493   sulla coda, e si è richiesto \const{IPC\_NOWAIT} in \param{flag}.
1494   \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1495   \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un \param{msgid} invalido, o un
1496     valore non positivo per \param{mtype}, o un valore di \param{msgsz}
1497     maggiore di \const{MSGMAX}.
1498   \end{errlist}
1499   ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{ENOMEM}.
1500 }
1501 \end{functions}
1502
1503 La funzione inserisce il messaggio sulla coda specificata da \param{msqid}; il
1504 messaggio ha lunghezza specificata da \param{msgsz} ed è passato attraverso il
1505 l'argomento \param{msgp}.  Quest'ultimo deve venire passato sempre come
1506 puntatore ad una struttura \struct{msgbuf} analoga a quella riportata in
1507 \figref{fig:ipc_msbuf} che è quella che deve contenere effettivamente il
1508 messaggio.  La dimensione massima per il testo di un messaggio non può
1509 comunque superare il limite \const{MSGMAX}.
1510
1511 La struttura di \figref{fig:ipc_msbuf} è comunque solo un modello, tanto che
1512 la definizione contenuta in \file{sys/msg.h} usa esplicitamente per il secondo
1513 campo il valore \code{mtext[1]}, che non è di nessuna utilità ai fini pratici.
1514 La sola cosa che conta è che la struttura abbia come primo membro un campo
1515 \var{mtype} come nell'esempio; esso infatti serve ad identificare il tipo di
1516 messaggio e deve essere sempre specificato come intero positivo di tipo
1517 \ctyp{long}.  Il campo \var{mtext} invece può essere di qualsiasi tipo e
1518 dimensione, e serve a contenere il testo del messaggio.
1519
1520 In generale pertanto per inviare un messaggio con \func{msgsnd} si usa
1521 ridefinire una struttura simile a quella di \figref{fig:ipc_msbuf}, adattando
1522 alle proprie esigenze il campo \var{mtype}, (o ridefinendo come si vuole il
1523 corpo del messaggio, anche con più campi o con strutture più complesse) avendo
1524 però la cura di mantenere nel primo campo un valore di tipo \ctyp{long} che ne
1525 indica il tipo.
1526
1527 Si tenga presente che la lunghezza che deve essere indicata in questo
1528 argomento è solo quella del messaggio, non quella di tutta la struttura, se
1529 cioè \var{message} è una propria struttura che si passa alla funzione,
1530 \param{msgsz} dovrà essere uguale a \code{sizeof(message)-sizeof(long)}, (se
1531 consideriamo il caso dell'esempio in \figref{fig:ipc_msbuf}, \param{msgsz}
1532 dovrà essere pari a \const{LENGTH}).
1533
1534 \begin{figure}[!htb]
1535   \footnotesize \centering
1536   \begin{minipage}[c]{15cm}
1537     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1538     struct msgbuf {
1539          long mtype;          /* message type, must be > 0 */
1540          char mtext[LENGTH];  /* message data */
1541     };
1542     \end{lstlisting}
1543   \end{minipage} 
1544   \normalsize 
1545   \caption{Schema della struttura \structd{msgbuf}, da utilizzare come
1546     argomento per inviare/ricevere messaggi.}
1547   \label{fig:ipc_msbuf}
1548 \end{figure}
1549
1550 Per capire meglio il funzionamento della funzione riprendiamo in
1551 considerazione la struttura della coda illustrata in
1552 \figref{fig:ipc_mq_schema}. Alla chiamata di \func{msgsnd} il nuovo messaggio
1553 sarà aggiunto in fondo alla lista inserendo una nuova struttura \struct{msg},
1554 il puntatore \var{msg\_last} di \struct{msqid\_ds} verrà aggiornato, come pure
1555 il puntatore al messaggio successivo per quello che era il precedente ultimo
1556 messaggio; il valore di \var{mtype} verrà mantenuto in \var{msg\_type} ed il
1557 valore di \param{msgsz} in \var{msg\_ts}; il testo del messaggio sarà copiato
1558 all'indirizzo specificato da \var{msg\_spot}.
1559
1560 Il valore dell'argomento \param{flag} permette di specificare il comportamento
1561 della funzione. Di norma, quando si specifica un valore nullo, la funzione
1562 ritorna immediatamente a meno che si sia ecceduto il valore di
1563 \var{msg\_qbytes}, o il limite di sistema sul numero di messaggi, nel qual
1564 caso si blocca mandando il processo in stato di \textit{sleep}.  Se si
1565 specifica per \param{flag} il valore \const{IPC\_NOWAIT} la funzione opera in
1566 modalità non bloccante, ed in questi casi ritorna immediatamente con un errore
1567 di \errcode{EAGAIN}.
1568
1569 Se non si specifica \const{IPC\_NOWAIT} la funzione resterà bloccata fintanto
1570 che non si liberano risorse sufficienti per poter inserire nella coda il
1571 messaggio, nel qual caso ritornerà normalmente. La funzione può ritornare, con
1572 una condizione di errore anche in due altri casi: quando la coda viene rimossa
1573 (nel qual caso si ha un errore di \errcode{EIDRM}) o quando la funzione viene
1574 interrotta da un segnale (nel qual caso si ha un errore di \errcode{EINTR}).
1575
1576 Una volta completato con successo l'invio del messaggio sulla coda, la
1577 funzione aggiorna i dati mantenuti in \struct{msqid\_ds}, in particolare
1578 vengono modificati:
1579 \begin{itemize*}
1580 \item Il valore di \var{msg\_lspid}, che viene impostato al \acr{pid} del
1581   processo chiamante.
1582 \item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene incrementato di uno.
1583 \item Il valore \var{msg\_stime}, che viene impostato al tempo corrente.
1584 \end{itemize*}
1585
1586 La funzione che viene utilizzata per estrarre un messaggio da una coda è
1587 \funcd{msgrcv}; il suo prototipo è:
1588 \begin{functions}
1589   \headdecl{sys/types.h} 
1590   \headdecl{sys/ipc.h} 
1591   \headdecl{sys/msg.h} 
1592
1593   \funcdecl{ssize\_t msgrcv(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz,
1594     long msgtyp, int msgflg)}
1595   
1596   Legge un messaggio dalla coda \param{msqid}.
1597   
1598   \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte letti in caso di
1599     successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1600     dei valori:
1601   \begin{errlist}
1602   \item[\errcode{EACCES}] Non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
1603   \item[\errcode{EIDRM}] La coda è stata cancellata.
1604   \item[\errcode{E2BIG}] Il testo del messaggio è più lungo di \param{msgsz} e
1605     non si è specificato \const{MSG\_NOERROR} in \param{msgflg}.
1606   \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale mentre
1607     era in attesa di ricevere un messaggio.
1608   \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un \param{msgid} invalido o un
1609     valore di \param{msgsz} negativo.
1610   \end{errlist}
1611   ed inoltre \errval{EFAULT}.
1612 }
1613 \end{functions}
1614
1615 La funzione legge un messaggio dalla coda specificata, scrivendolo sulla
1616 struttura puntata da \param{msgp}, che dovrà avere un formato analogo a quello
1617 di \figref{fig:ipc_msbuf}.  Una volta estratto, il messaggio sarà rimosso dalla
1618 coda.  L'argomento \param{msgsz} indica la lunghezza massima del testo del
1619 messaggio (equivalente al valore del parametro \const{LENGTH} nell'esempio di
1620 \figref{fig:ipc_msbuf}).
1621
1622 Se il testo del messaggio ha lunghezza inferiore a \param{msgsz} esso viene
1623 rimosso dalla coda; in caso contrario, se \param{msgflg} è impostato a
1624 \const{MSG\_NOERROR}, il messaggio viene troncato e la parte in eccesso viene
1625 perduta, altrimenti il messaggio non viene estratto e la funzione ritorna con
1626 un errore di \errcode{E2BIG}.
1627
1628 L'argomento \param{msgtyp} permette di restringere la ricerca ad un
1629 sottoinsieme dei messaggi presenti sulla coda; la ricerca infatti è fatta con
1630 una scansione della struttura mostrata in \figref{fig:ipc_mq_schema},
1631 restituendo il primo messaggio incontrato che corrisponde ai criteri
1632 specificati (che quindi, visto come i messaggi vengono sempre inseriti dalla
1633 coda, è quello meno recente); in particolare:
1634 \begin{itemize*}
1635 \item se \param{msgtyp} è 0 viene estratto il messaggio in cima alla coda, cioè
1636   quello fra i presenti che è stato inserito inserito per primo. 
1637 \item se \param{msgtyp} è positivo viene estratto il primo messaggio il cui
1638   tipo (il valore del campo \var{mtype}) corrisponde al valore di
1639   \param{msgtyp}.
1640 \item se \param{msgtyp} è negativo viene estratto il primo fra i messaggi con
1641   il valore più basso del tipo, fra tutti quelli il cui tipo ha un valore
1642   inferiore al valore assoluto di \param{msgtyp}.
1643 \end{itemize*}
1644
1645 Il valore di \param{msgflg} permette di controllare il comportamento della
1646 funzione, esso può essere nullo o una maschera binaria composta da uno o più
1647 valori.  Oltre al precedente \const{MSG\_NOERROR}, sono possibili altri due
1648 valori: \const{MSG\_EXCEPT}, che permette, quando \param{msgtyp} è positivo,
1649 di leggere il primo messaggio nella coda con tipo diverso da \param{msgtyp}, e
1650 \const{IPC\_NOWAIT} che causa il ritorno immediato della funzione quando non
1651 ci sono messaggi sulla coda.
1652
1653 Il comportamento usuale della funzione infatti, se non ci sono messaggi
1654 disponibili per la lettura, è di bloccare il processo in stato di
1655 \textit{sleep}. Nel caso però si sia specificato \const{IPC\_NOWAIT} la
1656 funzione ritorna immediatamente con un errore \errcode{ENOMSG}. Altrimenti la
1657 funzione ritorna normalmente non appena viene inserito un messaggio del tipo
1658 desiderato, oppure ritorna con errore qualora la coda sia rimossa (con
1659 \var{errno} impostata a \errcode{EIDRM}) o se il processo viene interrotto da
1660 un segnale (con \var{errno} impostata a \errcode{EINTR}).
1661
1662 Una volta completata con successo l'estrazione del messaggio dalla coda, la
1663 funzione aggiorna i dati mantenuti in \struct{msqid\_ds}, in particolare
1664 vengono modificati:
1665 \begin{itemize*}
1666 \item Il valore di \var{msg\_lrpid}, che viene impostato al \acr{pid} del
1667   processo chiamante.
1668 \item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene decrementato di uno.
1669 \item Il valore \var{msg\_rtime}, che viene impostato al tempo corrente.
1670 \end{itemize*}
1671
1672 Le code di messaggi presentano il solito problema di tutti gli oggetti del
1673 SysV IPC; essendo questi permanenti restano nel sistema occupando risorse
1674 anche quando un processo è terminato, al contrario delle pipe per le quali
1675 tutte le risorse occupate vengono rilasciate quanto l'ultimo processo che le
1676 utilizzava termina. Questo comporta che in caso di errori si può saturare il
1677 sistema, e che devono comunque essere esplicitamente previste delle funzioni
1678 di rimozione in caso di interruzioni o uscite dal programma (come vedremo in
1679 \figref{fig:ipc_mq_fortune_server}).
1680
1681 L'altro problema è non facendo uso di file descriptor le tecniche di
1682 \textit{I/O multiplexing} descritte in \secref{sec:file_multiplexing} non
1683 possono essere utilizzate, e non si ha a disposizione niente di analogo alle
1684 funzioni \func{select} e \func{poll}. Questo rende molto scomodo usare più di
1685 una di queste strutture alla volta; ad esempio non si può scrivere un server
1686 che aspetti un messaggio su più di una coda senza fare ricorso ad una tecnica
1687 di \textit{polling}\index{polling} che esegua un ciclo di attesa su ciascuna
1688 di esse.
1689
1690 Come esempio dell'uso delle code di messaggi possiamo riscrivere il nostro
1691 server di \textit{fortunes} usando queste al posto delle fifo. In questo caso
1692 useremo una sola coda di messaggi, usando il tipo di messaggio per comunicare
1693 in maniera indipendente con client diversi.
1694
1695 \begin{figure}[!bht]
1696   \footnotesize \centering
1697   \begin{minipage}[c]{15cm}
1698     \begin{lstlisting}{}
1699 int msgid;                                       /* Message queue identifier */
1700 int main(int argc, char *argv[])
1701 {
1702 /* Variables definition */
1703     int i, n = 0;
1704     char **fortune;                       /* array of fortune message string */
1705     char *fortunefilename;                              /* fortune file name */
1706     struct msgbuf_read {      /* message struct to read request from clients */
1707         long mtype;                               /* message type, must be 1 */
1708         long pid;             /* message data, must be the pid of the client */
1709     } msg_read;
1710     struct msgbuf_write {       /* message struct to write result to clients */
1711         long mtype;            /* message type, will be the pid of the client*/
1712         char mtext[MSGMAX];             /* message data, will be the fortune */
1713     } msg_write;
1714     key_t key;                                          /* Message queue key */
1715     int size;                                                /* message size */
1716     ...
1717     Signal(SIGTERM, HandSIGTERM);            /* set handlers for termination */
1718     Signal(SIGINT, HandSIGTERM);
1719     Signal(SIGQUIT, HandSIGTERM);
1720     if (n==0) usage();          /* if no pool depth exit printing usage info */
1721     i = FortuneParse(fortunefilename, fortune, n);          /* parse phrases */
1722     /* Create the queue */
1723     key = ftok("./MQFortuneServer.c", 1); 
1724     msgid = msgget(key, IPC_CREAT|0666);
1725     if (msgid < 0) {
1726         perror("Cannot create message queue");
1727         exit(1);
1728     }
1729     /* Main body: loop over requests */
1730     while (1) {
1731         msgrcv(msgid, &msg_read, sizeof(int), 1, MSG_NOERROR);
1732         n = random() % i;                             /* select random value */
1733         strncpy(msg_write.mtext, fortune[n], MSGMAX);
1734         size = min(strlen(fortune[n])+1, MSGMAX);  
1735         msg_write.mtype=msg_read.pid;             /* use request pid as type */
1736         msgsnd(msgid, &msg_write, size, 0);
1737     }
1738 }
1739 /*
1740  * Signal Handler to manage termination
1741  */
1742 void HandSIGTERM(int signo) {
1743     msgctl(msgid, IPC_RMID, NULL);                   /* remove message queue */
1744     exit(0);
1745 }
1746     \end{lstlisting}
1747   \end{minipage} 
1748   \normalsize 
1749   \caption{Sezione principale del codice del server di \textit{fortunes}
1750     basato sulle \textit{message queue}.}
1751   \label{fig:ipc_mq_fortune_server}
1752 \end{figure}
1753
1754 In \figref{fig:ipc_mq_fortune_server} si è riportato un estratto delle parti
1755 principali del codice del nuovo server (il codice completo è nel file
1756 \file{MQFortuneServer.c} nei sorgenti allegati). Il programma è basato su un
1757 uso accorto della caratteristica di poter associate un ``tipo'' ai messaggi
1758 per permettere una comunicazione indipendente fra il server ed i vari client,
1759 usando il \acr{pid} di questi ultimi come identificativo. Questo è possibile
1760 in quanto, al contrario di una fifo, la lettura di una coda di messaggi può
1761 non essere sequenziale, proprio grazie alla classificazione dei messaggi sulla
1762 base del loro tipo.
1763
1764 Il programma, oltre alle solite variabili per il nome del file da cui leggere
1765 le \textit{fortunes} e per il vettore di stringhe che contiene le frasi,
1766 definisce due strutture appositamente per la comunicazione; con
1767 \var{msgbuf\_read} (\texttt{\small 8--11}) vengono passate le richieste mentre
1768 con \var{msgbuf\_write} (\texttt{\small 12--15}) vengono restituite le frasi.
1769
1770 La gestione delle opzioni si è al solito omessa, essa si curerà di impostare
1771 in \var{n} il numero di frasi da leggere specificato a linea di comando ed in
1772 \var{fortunefilename} il file da cui leggerle; dopo aver installato
1773 (\texttt{\small 19--21}) i gestori dei segnali per trattare l'uscita dal
1774 server, viene prima controllato (\texttt{\small 22}) il numero di frasi
1775 richieste abbia senso (cioè sia maggiore di zero), le quali poi
1776 (\texttt{\small 23}) vengono lette nel vettore in memoria con la stessa
1777 funzione \code{FortuneParse()} usata anche per il server basato sulle fifo.
1778
1779 Una volta inizializzato il vettore di stringhe coi messaggi presi dal file
1780 delle \textit{fortune} si procede (\texttt{\small 25}) con la generazione di
1781 una chiave per identificare la coda di messaggi (si usa il nome del file dei
1782 sorgenti del server) con la quale poi si esegue (\texttt{\small 26}) la
1783 creazione della stessa (si noti come si sia chiamata \func{msgget} con un
1784 valore opportuno per l'argomento \param{flag}), avendo cura di abortire il
1785 programma (\texttt{\small 27--29}) in caso di errore.
1786
1787 Finita la fase di inizializzazione il server esegue in permanenza il ciclo
1788 principale (\texttt{\small 32--41}). Questo inizia (\texttt{\small 33}) con il
1789 porsi in attesa di un messaggio di richiesta da parte di un client; si noti
1790 infatti come \func{msgrcv} richieda un messaggio con \var{mtype} uguale a 1:
1791 questo è il valore usato per le richieste dato che corrisponde al \acr{pid} di
1792 \cmd{init}, che non può essere un client. L'uso del flag \const{MSG\_NOERROR}
1793 è solo per sicurezza, dato che i messaggi di richiesta sono di dimensione
1794 fissa (e contengono solo il \acr{pid} del client).
1795
1796 Se non sono presenti messaggi di richiesta \func{msgrcv} si bloccherà,
1797 ritornando soltanto in corrispondenza dell'arrivo sulla coda di un messaggio
1798 di richiesta da parte di un client, in tal caso il ciclo prosegue
1799 (\texttt{\small 34}) selezionando una frase a caso, copiandola (\texttt{\small
1800   35}) nella struttura \var{msgbuf\_write} usata per la risposta e
1801 calcolandone (\texttt{\small 36}) la dimensione.
1802
1803 Per poter permettere a ciascun client di ricevere solo la risposta indirizzata
1804 a lui il tipo del messaggio in uscita viene inizializzato (\texttt{\small 37})
1805 al valore del \acr{pid} del client ricevuto nel messaggio di richiesta.
1806 L'ultimo passo del ciclo (\texttt{\small 38}) è inviare sulla coda il
1807 messaggio di risposta. Si tenga conto che se la coda è piena anche questa
1808 funzione potrà bloccarsi fintanto che non venga liberato dello spazio.
1809
1810 Si noti che il programma può terminare solo grazie ad una interruzione da
1811 parte di un segnale; in tal caso verrà eseguito il gestore
1812 \code{HandSIGTERM}, che semplicemente si limita a cancellare la coda
1813 (\texttt{\small 44}) ed ad uscire (\texttt{\small 45}).
1814
1815 \begin{figure}[!bht]
1816   \footnotesize \centering
1817   \begin{minipage}[c]{15cm}
1818     \begin{lstlisting}{}
1819 int main(int argc, char *argv[])
1820 {
1821     ...
1822     key = ftok("./MQFortuneServer.c", 1); 
1823     msgid = msgget(key, 0); 
1824     if (msgid < 0) {
1825         perror("Cannot find message queue");
1826         exit(1);
1827     }
1828     /* Main body: do request and write result */
1829     msg_read.mtype = 1;                      /* type for request is always 1 */
1830     msg_read.pid = getpid();                   /* use pid for communications */
1831     size = sizeof(msg_read.pid);  
1832     msgsnd(msgid, &msg_read, size, 0);               /* send request message */
1833     msgrcv(msgid, &msg_write, MSGMAX, msg_read.pid, MSG_NOERROR);
1834     printf("%s", msg_write.mtext);
1835 }
1836     \end{lstlisting}
1837   \end{minipage} 
1838   \normalsize 
1839   \caption{Sezione principale del codice del client di \textit{fortunes}
1840     basato sulle \textit{message queue}.}
1841   \label{fig:ipc_mq_fortune_client}
1842 \end{figure}
1843
1844 In \figref{fig:ipc_mq_fortune_client} si è riportato un estratto il codice del
1845 programma client.  Al solito il codice completo è con i sorgenti allegati, nel
1846 file \file{MQFortuneClient.c}.  Come sempre si sono rimosse le parti relative
1847 alla gestione delle opzioni, ed in questo caso, anche la dichiarazione delle
1848 variabili, che, per la parte relative alle strutture usate per la
1849 comunicazione tramite le code, sono le stesse viste in
1850 \figref{fig:ipc_mq_fortune_server}.
1851
1852 Il client in questo caso è molto semplice; la prima parte del programma
1853 (\texttt{\small 4--9}) si occupa di accedere alla coda di messaggi, ed è
1854 identica a quanto visto per il server, solo che in questo caso \func{msgget}
1855 non viene chiamata con il flag di creazione in quanto la coda deve essere
1856 preesistente. In caso di errore (ad esempio se il server non è stato avviato)
1857 il programma termina immediatamente. 
1858
1859 Una volta acquisito l'identificatore della coda il client compone il
1860 messaggio di richiesta (\texttt{\small 12--13}) in \var{msg\_read}, usando 1
1861 per il tipo ed inserendo il proprio \acr{pid} come dato da passare al server.
1862 Calcolata (\texttt{\small 14}) la dimensione, provvede (\texttt{\small 15}) ad
1863 immettere la richiesta sulla coda. 
1864
1865 A questo punto non resta che (\texttt{\small 16}) rileggere dalla coda la
1866 risposta del server richiedendo a \func{msgrcv} di selezionare i messaggi di
1867 tipo corrispondente al valore del \acr{pid} inviato nella richiesta. L'ultimo
1868 passo (\texttt{\small 17}) prima di uscire è quello di stampare a video il
1869 messaggio ricevuto.
1870  
1871 Benché funzionante questa architettura risente dello stesso inconveniente
1872 visto anche nel caso del precedente server basato sulle fifo; se il client
1873 viene interrotto dopo l'invio del messaggio di richiesta e prima della lettura
1874 della risposta, quest'ultima resta nella coda (così come per le fifo si aveva
1875 il problema delle fifo che restavano nel filesystem). In questo caso però il
1876 problemi sono maggiori, sia perché è molto più facile esaurire la memoria
1877 dedicata ad una coda di messaggi che gli inode\index{inode} di un filesystem,
1878 sia perché, con il riutilizzo dei \acr{pid} da parte dei processi, un client
1879 eseguito in un momento successivo potrebbe ricevere un messaggio non
1880 indirizzato a lui.
1881
1882
1883
1884 \subsection{Semafori}
1885 \label{sec:ipc_sysv_sem}
1886
1887 I semafori non sono meccanismi di intercomunicazione diretta come quelli
1888 (pipe, fifo e code di messaggi) visti finora, e non consentono di scambiare
1889 dati fra processi, ma servono piuttosto come meccanismi di sincronizzazione o
1890 di protezione per le \textsl{sezioni critiche}\index{sezioni critiche} del
1891 codice (si ricordi quanto detto in \secref{sec:proc_race_cond}). 
1892
1893 Un semaforo è uno speciale contatore, mantenuto nel kernel, che permette, a
1894 seconda del suo valore, di consentire o meno la prosecuzione dell'esecuzione
1895 di un programma. In questo modo l'accesso ad una risorsa condivisa da più
1896 processi può essere controllato, associando ad essa un semaforo che consente
1897 di assicurare che non più di un processo alla volta possa usarla.
1898
1899 Il concetto di semaforo è uno dei concetti base nella programmazione ed è
1900 assolutamente generico, così come del tutto generali sono modalità con cui lo
1901 si utilizza. Un processo che deve accedere ad una risorsa eseguirà un
1902 controllo del semaforo: se questo è positivo il suo valore sarà decrementato,
1903 indicando che si è consumato una unità della risorsa, ed il processo potrà
1904 proseguire nell'utilizzo di quest'ultima, provvedendo a rilasciarla, una volta
1905 completate le operazioni volute, reincrementando il semaforo.
1906
1907 Se al momento del controllo il valore del semaforo è nullo, siamo invece in
1908 una situazione in cui la risorsa non è disponibile, ed il processo si
1909 bloccherà in stato di \textit{sleep} fin quando chi la sta utilizzando non la
1910 rilascerà, incrementando il valore del semaforo. Non appena il semaforo torna
1911 positivo, indicando che la risorsa è disponibile, il processo sarà svegliato,
1912 e si potrà operare come nel caso precedente (decremento del semaforo, accesso
1913 alla risorsa, incremento del semaforo).
1914
1915 Per poter implementare questo tipo di logica le operazioni di controllo e
1916 decremento del contatore associato al semaforo devono essere atomiche,
1917 pertanto una realizzazione di un oggetto di questo tipo è necessariamente
1918 demandata al kernel. La forma più semplice di semaforo è quella del
1919 \textsl{semaforo binario}, o \textit{mutex}, in cui un valore diverso da zero
1920 (normalmente 1) indica la libertà di accesso, e un valore nullo l'occupazione
1921 della risorsa; in generale però si possono usare semafori con valori interi,
1922 utilizzando il valore del contatore come indicatore del ``numero di risorse''
1923 ancora disponibili.
1924
1925 Il sistema di comunicazione inter-processo di \textit{SysV IPC} prevede anche i
1926 semafori, ma gli oggetti utilizzati non sono semafori singoli, ma gruppi di
1927 semafori detti \textsl{insiemi} (o \textit{semaphore set}); la funzione che
1928 permette di creare o ottenere l'identificatore di un insieme di semafori è
1929 \funcd{semget}, ed il suo prototipo è:
1930 \begin{functions}
1931   \headdecl{sys/types.h} 
1932   \headdecl{sys/ipc.h} 
1933   \headdecl{sys/sem.h} 
1934   
1935   \funcdecl{int semget(key\_t key, int nsems, int flag)}
1936   
1937   Restituisce l'identificatore di un insieme di semafori.
1938   
1939   \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
1940     in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
1941     \begin{errlist}
1942     \item[\errcode{ENOSPC}] Si è cercato di creare una insieme di semafori
1943       quando è stato superato o il limite per il numero totale di semafori
1944       (\const{SEMMNS}) o quello per il numero totale degli insiemi
1945       (\const{SEMMNI}) nel sistema.
1946     \item[\errcode{EINVAL}] L'argomento \param{nsems} è minore di zero o
1947       maggiore del limite sul numero di semafori per ciascun insieme
1948       (\const{SEMMSL}), o se l'insieme già esiste, maggiore del numero di
1949       semafori che contiene.
1950     \item[\errcode{ENOMEM}] Il sistema non ha abbastanza memoria per poter
1951       contenere le strutture per un nuovo insieme di semafori.
1952     \end{errlist}
1953     ed inoltre \errval{EACCES}, \errval{ENOENT}, \errval{EEXIST},
1954     \errval{EIDRM}, con lo stesso significato che hanno per \func{msgget}.}
1955 \end{functions}
1956
1957 La funzione è del tutto analoga a \func{msgget}, solo che in questo caso
1958 restituisce l'identificatore di un insieme di semafori, in particolare è
1959 identico l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag}, per cui non
1960 ripeteremo quanto detto al proposito in \secref{sec:ipc_sysv_mq}. L'argomento
1961 \param{nsems} permette di specificare quanti semafori deve contenere l'insieme
1962 quando se ne richieda la creazione, e deve essere nullo quando si effettua una
1963 richiesta dell'identificatore di un insieme già esistente.
1964
1965 Purtroppo questa implementazione complica inutilmente lo schema elementare che
1966 abbiamo descritto, dato che non è possibile definire un singolo semaforo, ma
1967 se ne deve creare per forza un insieme.  Ma questa in definitiva è solo una
1968 complicazione inutile, il problema è che i semafori del \textit{SysV IPC}
1969 soffrono di altri due, ben più gravi, difetti.
1970
1971 Il primo difetto è che non esiste una funzione che permetta di creare ed
1972 inizializzare un semaforo in un'unica chiamata; occorre prima creare l'insieme
1973 dei semafori con \func{semget} e poi inizializzarlo con \func{semctl}, si
1974 perde così ogni possibilità di eseguire l'operazione atomicamente.
1975
1976 Il secondo difetto deriva dalla caratteristica generale degli oggetti del
1977 \textit{SysV IPC} di essere risorse globali di sistema, che non vengono
1978 cancellate quando nessuno le usa più; ci si così a trova a dover affrontare
1979 esplicitamente il caso in cui un processo termina per un qualche errore,
1980 lasciando un semaforo occupato, che resterà tale fino al successivo riavvio
1981 del sistema. Come vedremo esistono delle modalità per evitare tutto ciò, ma
1982 diventa necessario indicare esplicitamente che si vuole il ripristino del
1983 semaforo all'uscita del processo.
1984
1985
1986 \begin{figure}[!htb]
1987   \footnotesize \centering
1988   \begin{minipage}[c]{15cm}
1989     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1990 struct semid_ds
1991 {
1992     struct ipc_perm sem_perm;           /* operation permission struct */
1993     time_t sem_otime;                   /* last semop() time */
1994     time_t sem_ctime;                   /* last time changed by semctl() */
1995     unsigned long int sem_nsems;        /* number of semaphores in set */
1996 };
1997     \end{lstlisting}
1998   \end{minipage} 
1999   \normalsize 
2000   \caption{La struttura \structd{semid\_ds}, associata a ciascun insieme di
2001     semafori.}
2002   \label{fig:ipc_semid_ds}
2003 \end{figure}
2004
2005 A ciascun insieme di semafori è associata una struttura \struct{semid\_ds},
2006 riportata in \figref{fig:ipc_semid_ds}.\footnote{non si sono riportati i campi
2007   ad uso interno del kernel, che vedremo in \figref{fig:ipc_sem_schema}, che
2008   dipendono dall'implementazione.} Come nel caso delle code di messaggi quando
2009 si crea un nuovo insieme di semafori con \func{semget} questa struttura viene
2010 inizializzata, in particolare il campo \var{sem\_perm} viene inizializzato
2011 come illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control} (si ricordi che in
2012 questo caso il permesso di scrittura è in realtà permesso di alterare il
2013 semaforo), per quanto riguarda gli altri campi invece:
2014 \begin{itemize*}
2015 \item il campo \var{sem\_nsems}, che esprime il numero di semafori
2016   nell'insieme, viene inizializzato al valore di \param{nsems}.
2017 \item il campo \var{sem\_ctime}, che esprime il tempo di creazione
2018   dell'insieme, viene inizializzato al tempo corrente.
2019 \item il campo \var{sem\_otime}, che esprime il tempo dell'ultima operazione
2020   effettuata, viene inizializzato a zero.
2021 \end{itemize*}
2022
2023
2024 Ciascun semaforo dell'insieme è realizzato come una struttura di tipo
2025 \struct{sem} che ne contiene i dati essenziali, la sua definizione\footnote{si
2026   è riportata la definizione originaria del kernel 1.0, che contiene la prima
2027   realizzazione del \textit{SysV IPC} in Linux. In realtà questa struttura
2028   ormai è ridotta ai soli due primi membri, e gli altri vengono calcolati
2029   dinamicamente. La si è utilizzata a scopo di esempio, perché indica tutti i
2030   valori associati ad un semaforo, restituiti dalle funzioni di controllo, e
2031   citati dalle pagine di manuale.} è riportata in \figref{fig:ipc_sem}. Questa
2032 struttura, non è accessibile in user space, ma i valori in essa specificati
2033 possono essere letti in maniera indiretta, attraverso l'uso delle funzioni di
2034 controllo.
2035
2036 \begin{figure}[!htb]
2037   \footnotesize \centering
2038   \begin{minipage}[c]{15cm}
2039     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
2040 struct sem {
2041   short   sempid;         /* pid of last operation */
2042   ushort  semval;         /* current value */
2043   ushort  semncnt;        /* num procs awaiting increase in semval */
2044   ushort  semzcnt;        /* num procs awaiting semval = 0 */
2045 };
2046     \end{lstlisting}
2047   \end{minipage} 
2048   \normalsize 
2049   \caption{La struttura \structd{sem}, che contiene i dati di un singolo
2050     semaforo.} 
2051   \label{fig:ipc_sem}
2052 \end{figure}
2053
2054 I dati mantenuti nella struttura, ed elencati in \figref{fig:ipc_sem},
2055 indicano rispettivamente:
2056 \begin{description*}
2057 \item[\var{semval}] il valore numerico del semaforo.
2058 \item[\var{sempid}] il \acr{pid} dell'ultimo processo che ha eseguito una
2059   operazione sul semaforo.
2060 \item[\var{semncnt}] il numero di processi in attesa che esso venga
2061   incrementato.
2062 \item[\var{semzcnt}] il numero di processi in attesa che esso si annulli.
2063 \end{description*}
2064
2065 \begin{table}[htb]
2066   \footnotesize
2067   \centering
2068   \begin{tabular}[c]{|c|r|p{8cm}|}
2069     \hline
2070     \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2071     \hline
2072     \hline
2073     \const{SEMMNI}&          128 & Numero massimo di insiemi di semafori. \\
2074     \const{SEMMSL}&          250 & Numero massimo di semafori per insieme.\\
2075     \const{SEMMNS}&\const{SEMMNI}*\const{SEMMSL}& Numero massimo di semafori
2076                                    nel sistema .\\
2077     \const{SEMVMX}&        32767 & Massimo valore per un semaforo.\\
2078     \const{SEMOPM}&           32 & Massimo numero di operazioni per chiamata a
2079                                    \func{semop}. \\
2080     \const{SEMMNU}&\const{SEMMNS}& Massimo numero di strutture di ripristino.\\
2081     \const{SEMUME}&\const{SEMOPM}& Massimo numero di voci di ripristino.\\
2082     \const{SEMAEM}&\const{SEMVMX}& valore massimo per l'aggiustamento
2083                                    all'uscita. \\
2084     \hline
2085   \end{tabular}
2086   \caption{Valori delle costanti associate ai limiti degli insiemi di
2087     semafori, definite in \file{linux/sem.h}.} 
2088   \label{tab:ipc_sem_limits}
2089 \end{table}
2090
2091 Come per le code di messaggi anche per gli insiemi di semafori esistono una
2092 serie di limiti, i cui valori sono associati ad altrettante costanti, che si
2093 sono riportate in \tabref{tab:ipc_sem_limits}. Alcuni di questi limiti sono al
2094 solito accessibili e modificabili attraverso \func{sysctl} o scrivendo
2095 direttamente nel file \file{/proc/sys/kernel/sem}.
2096
2097 La funzione che permette di effettuare le varie operazioni di controllo sui
2098 semafori (fra le quali, come accennato, è impropriamente compresa anche la
2099 loro inizializzazione) è \funcd{semctl}; il suo prototipo è:
2100 \begin{functions}
2101   \headdecl{sys/types.h} 
2102   \headdecl{sys/ipc.h} 
2103   \headdecl{sys/sem.h} 
2104   
2105   \funcdecl{int semctl(int semid, int semnum, int cmd)}
2106   \funcdecl{int semctl(int semid, int semnum, int cmd, union semun arg)}
2107   
2108   Esegue le operazioni di controllo su un semaforo o un insieme di semafori.
2109   
2110   \bodydesc{La funzione restituisce in caso di successo un valore positivo
2111     quanto usata con tre argomenti ed un valore nullo quando usata con
2112     quattro. In caso di errore restituisce -1, ed \var{errno} assumerà uno dei
2113     valori:
2114     \begin{errlist}
2115     \item[\errcode{EACCES}] Il processo non ha i privilegi per eseguire
2116       l'operazione richiesta.
2117     \item[\errcode{EIDRM}] L'insieme di semafori è stato cancellato.
2118     \item[\errcode{EPERM}] Si è richiesto \const{IPC\_SET} o \const{IPC\_RMID}
2119       ma il processo non ha privilegi sufficienti ad eseguire l'operazione.
2120     \item[\errcode{ERANGE}] Si è richiesto \const{SETALL} \const{SETVAL} ma il
2121       valore a cui si vuole impostare il semaforo è minore di zero o maggiore
2122       di \const{SEMVMX}.
2123   \end{errlist}
2124   ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL}.
2125 }
2126 \end{functions}
2127
2128 La funzione può avere tre o quattro parametri, a seconda dell'operazione
2129 specificata con \param{cmd}, ed opera o sull'intero insieme specificato da
2130 \param{semid} o sul singolo semaforo di un insieme, specificato da
2131 \param{semnum}. 
2132
2133 \begin{figure}[!htb]
2134   \footnotesize \centering
2135   \begin{minipage}[c]{15cm}
2136     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
2137 union semun {
2138       int val;                  /* value for SETVAL */
2139       struct semid_ds *buf;     /* buffer for IPC_STAT, IPC_SET */
2140       unsigned short *array;    /* array for GETALL, SETALL */
2141                                 /* Linux specific part: */
2142       struct seminfo *__buf;    /* buffer for IPC_INFO */
2143 };
2144     \end{lstlisting}
2145   \end{minipage} 
2146   \normalsize 
2147   \caption{La definizione dei possibili valori di una \direct{union}
2148     \structd{semun}, usata come quarto argomento della funzione
2149     \func{semctl}.}
2150   \label{fig:ipc_semun}
2151 \end{figure}
2152
2153 Qualora la funzione operi con quattro argomenti \param{arg} è un argomento
2154 generico, che conterrà un dato diverso a seconda dell'azione richiesta; per
2155 unificare l'argomento esso deve essere passato come una \struct{semun}, la cui
2156 definizione, con i possibili valori che può assumere, è riportata in
2157 \figref{fig:ipc_semun}.
2158
2159 Come già accennato sia il comportamento della funzione che il numero di
2160 parametri con cui deve essere invocata, dipendono dal valore dell'argomento
2161 \param{cmd}, che specifica l'azione da intraprendere; i valori validi (che
2162 cioè non causano un errore di \errcode{EINVAL}) per questo argomento sono i
2163 seguenti:
2164 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
2165 \item[\const{IPC\_STAT}] Legge i dati dell'insieme di semafori, copiando il
2166   contenuto della relativa struttura \struct{semid\_ds} all'indirizzo
2167   specificato con \var{arg.buf}. Occorre avere il permesso di lettura.
2168   L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
2169 \item[\const{IPC\_RMID}] Rimuove l'insieme di semafori e le relative strutture
2170   dati, con effetto immediato. Tutti i processi che erano stato di
2171   \textit{sleep} vengono svegliati, ritornando con un errore di
2172   \errcode{EIDRM}.  L'user-ID effettivo del processo deve corrispondere o al
2173   creatore o al proprietario dell'insieme, o all'amministratore. L'argomento
2174   \param{semnum} viene ignorato.
2175 \item[\const{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
2176   dell'insieme. I valori devono essere passati in una struttura
2177   \struct{semid\_ds} puntata da \param{arg.buf} di cui saranno usati soltanto i
2178   campi \var{sem\_perm.uid}, \var{sem\_perm.gid} e i nove bit meno
2179   significativi di \var{sem\_perm.mode}. L'user-ID effettivo del processo deve
2180   corrispondere o al creatore o al proprietario dell'insieme, o
2181   all'amministratore.  L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
2182 \item[\const{GETALL}] Restituisce il valore corrente di ciascun semaforo
2183   dell'insieme (corrispondente al campo \var{semval} di \struct{sem}) nel
2184   vettore indicato da \param{arg.array}. Occorre avere il permesso di lettura.
2185   L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
2186 \item[\const{GETNCNT}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
2187   numero di processi in attesa che il semaforo \param{semnum} dell'insieme
2188   \param{semid} venga incrementato (corrispondente al campo \var{semncnt} di
2189   \struct{sem}); va invocata con tre argomenti.  Occorre avere il permesso di
2190   lettura.
2191 \item[\const{GETPID}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
2192   \acr{pid} dell'ultimo processo che ha compiuto una operazione sul semaforo
2193   \param{semnum} dell'insieme \param{semid} (corrispondente al campo
2194   \var{sempid} di \struct{sem}); va invocata con tre argomenti.  Occorre avere
2195   il permesso di lettura.
2196 \item[\const{GETVAL}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il il
2197   valore corrente del semaforo \param{semnum} dell'insieme \param{semid}
2198   (corrispondente al campo \var{semval} di \struct{sem}); va invocata con tre
2199   argomenti.  Occorre avere il permesso di lettura.
2200 \item[\const{GETZCNT}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
2201   numero di processi in attesa che il valore del semaforo \param{semnum}
2202   dell'insieme \param{semid} diventi nullo (corrispondente al campo
2203   \var{semncnt} di \struct{sem}); va invocata con tre argomenti.  Occorre avere
2204   il permesso di lettura.
2205 \item[\const{SETALL}] Inizializza il valore di tutti i semafori dell'insieme,
2206   aggiornando il campo \var{sem\_ctime} di \struct{semid\_ds}. I valori devono
2207   essere passati nel vettore indicato da \param{arg.array}.  Si devono avere i
2208   privilegi di scrittura sul semaforo.  L'argomento \param{semnum} viene
2209   ignorato.
2210 \item[\const{SETVAL}] Inizializza il semaforo \param{semnum} al valore passato
2211   dall'argomento \param{arg.val}, aggiornando il campo \var{sem\_ctime} di
2212   \struct{semid\_ds}.  Si devono avere i privilegi di scrittura sul semaforo.
2213 \end{basedescript}
2214
2215 Quando si imposta il valore di un semaforo (sia che lo si faccia per tutto
2216 l'insieme con \const{SETALL}, che per un solo semaforo con \const{SETVAL}), i
2217 processi in attesa su di esso reagiscono di conseguenza al cambiamento di
2218 valore.  Inoltre la coda delle operazioni di ripristino viene cancellata per
2219 tutti i semafori il cui valore viene modificato.
2220
2221 \begin{table}[htb]
2222   \footnotesize
2223   \centering
2224   \begin{tabular}[c]{|c|l|}
2225     \hline
2226     \textbf{Operazione}  & \textbf{Valore restituito} \\
2227     \hline
2228     \hline
2229     \const{GETNCNT}& valore di \var{semncnt}.\\
2230     \const{GETPID} & valore di \var{sempid}.\\
2231     \const{GETVAL} & valore di \var{semval}.\\
2232     \const{GETZCNT}& valore di \var{semzcnt}.\\
2233     \hline
2234   \end{tabular}
2235   \caption{Valori di ritorno della funzione \func{semctl}.} 
2236   \label{tab:ipc_semctl_returns}
2237 \end{table}
2238
2239 Il valore di ritorno della funzione in caso di successo dipende
2240 dall'operazione richiesta; per tutte le operazioni che richiedono quattro
2241 argomenti esso è sempre nullo, per le altre operazioni, elencate in
2242 \tabref{tab:ipc_semctl_returns} viene invece restituito il valore richiesto,
2243 corrispondente al campo della struttura \struct{sem} indicato nella seconda
2244 colonna della tabella.
2245
2246 Le operazioni ordinarie sui semafori, come l'acquisizione o il rilascio degli
2247 stessi (in sostanza tutte quelle non comprese nell'uso di \func{semctl})
2248 vengono effettuate con la funzione \funcd{semop}, il cui prototipo è:
2249 \begin{functions}
2250   \headdecl{sys/types.h} 
2251   \headdecl{sys/ipc.h} 
2252   \headdecl{sys/sem.h} 
2253   
2254   \funcdecl{int semop(int semid, struct sembuf *sops, unsigned nsops)}
2255   
2256   Esegue le operazioni ordinarie su un semaforo o un insieme di semafori.
2257   
2258   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2259     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2260     \begin{errlist}
2261     \item[\errcode{EACCES}] Il processo non ha i privilegi per eseguire
2262       l'operazione richiesta.
2263     \item[\errcode{EIDRM}] L'insieme di semafori è stato cancellato.
2264     \item[\errcode{ENOMEM}] Si è richiesto un \const{SEM\_UNDO} ma il sistema
2265       non ha le risorse per allocare la struttura di ripristino.
2266     \item[\errcode{EAGAIN}] Un'operazione comporterebbe il blocco del processo,
2267       ma si è specificato \const{IPC\_NOWAIT} in \var{sem\_flg}.
2268     \item[\errcode{EINTR}] La funzione, bloccata in attesa dell'esecuzione
2269       dell'operazione, viene interrotta da un segnale.
2270     \item[\errcode{E2BIG}] L'argomento \param{nsops} è maggiore del numero
2271       massimo di operazioni \const{SEMOPM}.
2272     \item[\errcode{ERANGE}] Per alcune operazioni il valore risultante del
2273       semaforo viene a superare il limite massimo \const{SEMVMX}.
2274   \end{errlist}
2275   ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL}.
2276 }
2277 \end{functions}
2278
2279 La funzione permette di eseguire operazioni multiple sui singoli semafori di
2280 un insieme. La funzione richiede come primo argomento l'identificatore
2281 \param{semid} dell'insieme su cui si vuole operare. Il numero di operazioni da
2282 effettuare viene specificato con l'argomento \param{nsop}, mentre il loro
2283 contenuto viene passato con un puntatore ad un vettore di strutture
2284 \struct{sembuf} nell'argomento \param{sops}. Le operazioni richieste vengono
2285 effettivamente eseguite se e soltanto se è possibile effettuarle tutte quante.
2286
2287 \begin{figure}[!htb]
2288   \footnotesize \centering
2289   \begin{minipage}[c]{15cm}
2290     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
2291 struct sembuf
2292 {
2293   unsigned short int sem_num;   /* semaphore number */
2294   short int sem_op;             /* semaphore operation */
2295   short int sem_flg;            /* operation flag */
2296 };
2297     \end{lstlisting}
2298   \end{minipage} 
2299   \normalsize 
2300   \caption{La struttura \structd{sembuf}, usata per le operazioni sui
2301     semafori.}
2302   \label{fig:ipc_sembuf}
2303 \end{figure}
2304
2305 Il contenuto di ciascuna operazione deve essere specificato attraverso una
2306 opportuna struttura \struct{sembuf} (la cui definizione è riportata in
2307 \figref{fig:ipc_sembuf}) che il programma chiamante deve avere cura di
2308 allocare in un opportuno vettore. La struttura permette di indicare il
2309 semaforo su cui operare, il tipo di operazione, ed un flag di controllo.
2310 Il campo \var{sem\_num} serve per indicare a quale semaforo dell'insieme fa
2311 riferimento l'operazione; si ricordi che i semafori sono numerati come in un
2312 vettore, per cui il primo semaforo corrisponde ad un valore nullo di
2313 \var{sem\_num}.
2314
2315 Il campo \var{sem\_flg} è un flag, mantenuto come maschera binaria, per il
2316 quale possono essere impostati i due valori \const{IPC\_NOWAIT} e
2317 \const{SEM\_UNDO}.  Impostando \const{IPC\_NOWAIT} si fa si che, invece di
2318 bloccarsi (in tutti quei casi in cui l'esecuzione di una operazione richiede
2319 che il processo vada in stato di \textit{sleep}), \func{semop} ritorni
2320 immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.  Impostando \const{SEM\_UNDO}
2321 si richiede invece che l'operazione venga registrata in modo che il valore del
2322 semaforo possa essere ripristinato all'uscita del processo.
2323
2324 Infine \var{sem\_op} è il campo che controlla l'operazione che viene eseguita
2325 e determina il comportamento della chiamata a \func{semop}; tre sono i casi
2326 possibili:
2327 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2328 \item[\var{sem\_op}$>0$] In questo caso il valore di \var{sem\_op} viene
2329   aggiunto al valore corrente di \var{semval}. La funzione ritorna
2330   immediatamente (con un errore di \errcode{ERANGE} qualora si sia superato il
2331   limite \const{SEMVMX}) ed il processo non viene bloccato in nessun caso.
2332   Specificando \const{SEM\_UNDO} si aggiorna il contatore per il ripristino
2333   del valore del semaforo. Al processo chiamante è richiesto il privilegio di
2334   alterazione (scrittura) sull'insieme di semafori.
2335   
2336 \item[\var{sem\_op}$=0$] Nel caso \var{semval} sia zero l'esecuzione procede
2337   immediatamente. Se \var{semval} è diverso da zero il comportamento è
2338   controllato da \var{sem\_flg}, se è stato impostato \const{IPC\_NOWAIT} la
2339   funzione ritorna con un errore di \errcode{EAGAIN}, altrimenti viene
2340   incrementato \var{semzcnt} di uno ed il processo resta in stato di
2341   \textit{sleep} fintanto che non si ha una delle condizioni seguenti:
2342   \begin{itemize*}
2343   \item \var{semval} diventa zero, nel qual caso \var{semzcnt} viene
2344     decrementato di uno.
2345   \item l'insieme di semafori viene rimosso, nel qual caso \func{semop} ritorna
2346     un errore di \errcode{EIDRM}.
2347   \item il processo chiamante riceve un segnale, nel qual caso \var{semzcnt}
2348     viene decrementato di uno e \func{semop} ritorna un errore di
2349     \errcode{EINTR}.
2350   \end{itemize*}
2351   Al processo chiamante è richiesto il privilegio di lettura dell'insieme dei
2352   semafori.
2353   
2354 \item[\var{sem\_op}$<0$] Nel caso in cui \var{semval} è maggiore o uguale del
2355   valore assoluto di \var{sem\_op} (se cioè la somma dei due valori resta
2356   positiva o nulla) i valori vengono sommati e la funzione ritorna
2357   immediatamente; qualora si sia impostato \const{SEM\_UNDO} viene anche
2358   aggiornato il contatore per il ripristino del valore del semaforo. In caso
2359   contrario (quando cioè la somma darebbe luogo ad un valore di \var{semval}
2360   negativo) se si è impostato \const{IPC\_NOWAIT} la funzione ritorna con un
2361   errore di \errcode{EAGAIN}, altrimenti viene incrementato di uno
2362   \var{semncnt} ed il processo resta in stato di \textit{sleep} fintanto che
2363   non si ha una delle condizioni seguenti:
2364   \begin{itemize*}
2365   \item \var{semval} diventa maggiore o uguale del valore assoluto di
2366     \var{sem\_op}, nel qual caso \var{semncnt} viene decrementato di uno, il
2367     valore di \var{sem\_op} viene sommato a \var{semval}, e se era stato
2368     impostato \const{SEM\_UNDO} viene aggiornato il contatore per il
2369     ripristino del valore del semaforo.
2370   \item l'insieme di semafori viene rimosso, nel qual caso \func{semop}
2371     ritorna un errore di \errcode{EIDRM}.
2372   \item il processo chiamante riceve un segnale, nel qual caso \var{semncnt}
2373     viene decrementato di uno e \func{semop} ritorna un errore di
2374     \errcode{EINTR}.
2375   \end{itemize*}    
2376   Al processo chiamante è richiesto il privilegio di alterazione (scrittura)
2377   sull'insieme di semafori.
2378 \end{basedescript}
2379
2380 In caso di successo della funzione viene aggiornato il campo \var{sempid} per
2381 ogni semaforo modificato al valore del \acr{pid} del processo chiamante;
2382 inoltre vengono pure aggiornati al tempo corrente i campi \var{sem\_otime} e
2383 \var{sem\_ctime}.
2384
2385 Dato che, come già accennato in precedenza, in caso di uscita inaspettata i
2386 semafori possono restare occupati, abbiamo visto come \func{semop} permetta di
2387 attivare un meccanismo di ripristino attraverso l'uso del flag
2388 \const{SEM\_UNDO}. Il meccanismo è implementato tramite una apposita struttura
2389 \struct{sem\_undo}, associata ad ogni processo per ciascun semaforo che esso
2390 ha modificato; all'uscita i semafori modificati vengono ripristinati, e le
2391 strutture disallocate.  Per mantenere coerente il comportamento queste
2392 strutture non vengono ereditate attraverso una \func{fork} (altrimenti si
2393 avrebbe un doppio ripristino), mentre passano inalterate nell'esecuzione di
2394 una \func{exec} (altrimenti non si avrebbe ripristino).
2395
2396 Tutto questo però ha un problema di fondo. Per capire di cosa si tratta
2397 occorre fare riferimento all'implementazione usata in Linux, che è riportata
2398 in maniera semplificata nello schema di \figref{fig:ipc_sem_schema}.  Si è
2399 presa come riferimento l'architettura usata fino al kernel 2.2.x che è più
2400 semplice (ed illustrata in dettaglio in \cite{tlk}); nel kernel 2.4.x la
2401 struttura del \textit{SysV IPC} è stata modificata, ma le definizioni relative
2402 a queste strutture restano per compatibilità.\footnote{in particolare con le
2403   vecchie versioni delle librerie del C, come le libc5.}
2404
2405 \begin{figure}[htb]
2406   \centering \includegraphics[width=15cm]{img/semtruct}
2407   \caption{Schema della struttura di un insieme di semafori.}
2408   \label{fig:ipc_sem_schema}
2409 \end{figure}
2410
2411 Alla creazione di un nuovo insieme viene allocata una nuova strutture
2412 \struct{semid\_ds} ed il relativo vettore di strutture \struct{sem}. Quando si
2413 richiede una operazione viene anzitutto verificato che tutte le operazioni
2414 possono avere successo; se una di esse comporta il blocco del processo il
2415 kernel crea una struttura \struct{sem\_queue} che viene aggiunta in fondo alla
2416 coda di attesa associata a ciascun insieme di semafori\footnote{che viene
2417   referenziata tramite i campi \var{sem\_pending} e \var{sem\_pending\_last}
2418   di \struct{semid\_ds}.}. Nella struttura viene memorizzato il riferimento
2419 alle operazioni richieste (nel campo \var{sops}, che è un puntatore ad una
2420 struttura \struct{sembuf}) e al processo corrente (nel campo \var{sleeper}) poi
2421 quest'ultimo viene messo stato di attesa e viene invocato lo
2422 scheduler\index{scheduler} per passare all'esecuzione di un altro processo.
2423
2424 Se invece tutte le operazioni possono avere successo queste vengono eseguite
2425 immediatamente, dopo di che il kernel esegue una scansione della coda di
2426 attesa (a partire da \var{sem\_pending}) per verificare se qualcuna delle
2427 operazioni sospese in precedenza può essere eseguita, nel qual caso la
2428 struttura \struct{sem\_queue} viene rimossa e lo stato del processo associato
2429 all'operazione (\var{sleeper}) viene riportato a \textit{running}; il tutto
2430 viene ripetuto fin quando non ci sono più operazioni eseguibili o si è
2431 svuotata la coda.
2432
2433 Per gestire il meccanismo del ripristino tutte le volte che per un'operazione
2434 si è specificato il flag \const{SEM\_UNDO} viene mantenuta per ciascun insieme
2435 di semafori una apposita struttura \struct{sem\_undo} che contiene (nel vettore
2436 puntato dal campo \var{semadj}) un valore di aggiustamento per ogni semaforo
2437 cui viene sommato l'opposto del valore usato per l'operazione. 
2438
2439 Queste strutture sono mantenute in due liste,\footnote{rispettivamente
2440   attraverso i due campi \var{id\_next} e \var{proc\_next}.} una associata
2441 all'insieme di cui fa parte il semaforo, che viene usata per invalidare le
2442 strutture se questo viene cancellato o per azzerarle se si è eseguita una
2443 operazione con \func{semctl}; l'altra associata al processo che ha eseguito
2444 l'operazione;\footnote{attraverso il campo \var{semundo} di
2445   \struct{task\_struct}, come mostrato in \ref{fig:ipc_sem_schema}.} quando un
2446 processo termina, la lista ad esso associata viene scandita e le operazioni
2447 applicate al semaforo.
2448
2449 Siccome un processo può accumulare delle richieste di ripristino per semafori
2450 differenti chiamate attraverso diverse chiamate a \func{semop}, si pone il
2451 problema di come eseguire il ripristino dei semafori all'uscita del processo,
2452 ed in particolare se questo può essere fatto atomicamente. Il punto è cosa
2453 succede quando una delle operazioni previste per il ripristino non può essere
2454 eseguita immediatamente perché ad esempio il semaforo è occupato; in tal caso
2455 infatti, se si pone il processo in stato di \textit{sleep} aspettando la
2456 disponibilità del semaforo (come faceva l'implementazione originaria) si perde
2457 l'atomicità dell'operazione. La scelta fatta dal kernel è pertanto quella di
2458 effettuare subito le operazioni che non prevedono un blocco del processo e di
2459 ignorare silenziosamente le altre; questo però comporta il fatto che il
2460 ripristino non è comunque garantito in tutte le occasioni.
2461
2462 Come esempio di uso dell'interfaccia dei semafori vediamo come implementare
2463 con essa dei semplici \textit{mutex} (cioè semafori binari), tutto il codice
2464 in questione, contenuto nel file \file{Mutex.c} allegato ai sorgenti, è
2465 riportato in \figref{fig:ipc_mutex_create}. Utilizzeremo l'interfaccia per
2466 creare un insieme contenente un singolo semaforo, per il quale poi useremo un
2467 valore unitario per segnalare la disponibilità della risorsa, ed un valore
2468 nullo per segnalarne l'indisponibilità. 
2469
2470 \begin{figure}[!bht]
2471   \footnotesize \centering
2472   \begin{minipage}[c]{15cm}
2473     \begin{lstlisting}{} 
2474 /* Function MutexCreate: create a mutex/semaphore */
2475 int MutexCreate(key_t ipc_key) 
2476 {
2477     const union semun semunion={1};             /* semaphore union structure */
2478     int sem_id, ret;
2479     sem_id = semget(ipc_key, 1, IPC_CREAT|0666);         /* get semaphore ID */
2480     if (sem_id == -1) {                              /* if error return code */
2481         return sem_id;
2482     }
2483     ret = semctl(sem_id, 0, SETVAL, semunion);             /* init semaphore */
2484     if (ret == -1) {
2485         return ret;
2486     }
2487     return sem_id;
2488 }
2489 /* Function MutexFind: get the semaphore/mutex Id given the IPC key value */
2490 int MutexFind(key_t ipc_key) 
2491 {
2492     return semget(ipc_key,1,0);
2493 }
2494 /* Function MutexRead: read the current value of the mutex/semaphore */
2495 int MutexRead(int sem_id) 
2496 {
2497     return semctl(sem_id, 0, GETVAL);
2498 }
2499 /* Define sembuf structures to lock and unlock the semaphore  */
2500 struct sembuf sem_lock={                                /* to lock semaphore */
2501     0,                                   /* semaphore number (only one so 0) */
2502     -1,                                    /* operation (-1 to use resource) */
2503     SEM_UNDO};                                /* flag (set for undo at exit) */
2504 struct sembuf sem_ulock={                             /* to unlock semaphore */
2505     0,                                   /* semaphore number (only one so 0) */
2506     1,                                  /* operation (1 to release resource) */
2507     SEM_UNDO};                                      /* flag (in this case 0) */
2508 /* Function MutexLock: to lock a mutex/semaphore */
2509 int MutexLock(int sem_id) 
2510 {
2511     return semop(sem_id, &sem_lock, 1);
2512 }
2513 /* Function MutexUnlock: to unlock a mutex/semaphore */
2514 int MutexUnlock(int sem_id) 
2515 {
2516     return semop(sem_id, &sem_ulock, 1);
2517 }
2518 /* Function MutexRemove: remove a mutex/semaphore */
2519 int MutexRemove(int sem_id) 
2520 {
2521     return semctl(sem_id, 0, IPC_RMID);
2522 }
2523     \end{lstlisting}
2524   \end{minipage} 
2525   \normalsize 
2526   \caption{Il codice delle funzioni che permettono di creare o recuperare
2527     l'identificatore di un semaforo da utilizzare come \textit{mutex}.}
2528   \label{fig:ipc_mutex_create}
2529 \end{figure}
2530
2531 La prima funzione (\texttt{\small 2--15}) è \func{MutexCreate} che data una
2532 chiave crea il semaforo usato per il mutex e lo inizializza, restituendone
2533 l'identificatore. Il primo passo (\texttt{\small 6}) è chiamare \func{semget}
2534 con \const{IPC\_CREATE} per creare il semaforo qualora non esista,
2535 assegnandogli i privilegi di lettura e scrittura per tutti. In caso di errore
2536 (\texttt{\small 7--9}) si ritorna subito il risultato di \func{semget},
2537 altrimenti (\texttt{\small 10}) si inizializza il semaforo chiamando
2538 \func{semctl} con il comando \const{SETVAL}, utilizzando l'unione
2539 \struct{semunion} dichiarata ed avvalorata in precedenza (\texttt{\small 4})
2540 ad 1 per significare che risorsa è libera. In caso di errore (\texttt{\small
2541   11--13}) si restituisce il valore di ritorno di \func{semctl}, altrimenti
2542 (\texttt{\small 14}) si ritorna l'identificatore del semaforo.
2543
2544 La seconda funzione (\texttt{\small 17--20}) è \func{MutexFind}, che, data una
2545 chiave, restituisce l'identificatore del semaforo ad essa associato. La
2546 comprensione del suo funzionamento è immediata in quanto essa è soltanto un
2547 \textit{wrapper}\footnote{si chiama così una funzione usata per fare da
2548   \textsl{involucro} alla chiamata di un altra, usata in genere per
2549   semplificare un'interfaccia (come in questo caso) o per utilizzare con la
2550   stessa funzione diversi substrati (librerie, ecc.)  che possono fornire le
2551   stesse funzionalità.} di una chiamata a \func{semget} per cercare
2552 l'identificatore associato alla chiave, il valore di ritorno di quest'ultima
2553 viene passato all'indietro al chiamante.
2554
2555 La terza funzione (\texttt{\small 22--25}) è \func{MutexRead} che, dato un
2556 identificatore, restituisce il valore del semaforo associato al mutex. Anche
2557 in questo caso la funzione è un \textit{wrapper} per una chiamata a
2558 \func{semctl} con il comando \const{GETVAL}, che permette di restituire il
2559 valore del semaforo.
2560
2561 La quarta e la quinta funzione (\texttt{\small 36--44}) sono \func{MutexLock},
2562 e \func{MutexUnlock}, che permettono rispettivamente di bloccare e sbloccare
2563 il mutex. Entrambe fanno da wrapper per \func{semop}, utilizzando le due
2564 strutture \var{sem\_lock} e \var{sem\_unlock} definite in precedenza
2565 (\texttt{\small 27--34}). Si noti come per queste ultime si sia fatto uso
2566 dell'opzione \const{SEM\_UNDO} per evitare che il semaforo resti bloccato in
2567 caso di terminazione imprevista del processo.
2568
2569 L'ultima funzione (\texttt{\small 46--49}) della serie, è \func{MutexRemove},
2570 che rimuove il mutex. Anche in questo caso si ha un wrapper per una chiamata a
2571 \func{semctl} con il comando \const{IPC\_RMID}, che permette di cancellare il
2572 smemaforo; il valore di ritorno di quest'ultima viene passato all'indietro.
2573
2574 Chiamare \func{MutexLock} decrementa il valore del semaforo: se questo è
2575 libero (ha già valore 1) sarà bloccato (valore nullo), se è bloccato la
2576 chiamata a \func{semop} si bloccherà fintanto che la risorsa non venga
2577 rilasciata. Chiamando \func{MutexUnlock} il valore del semaforo sarà
2578 incrementato di uno, sbloccandolo qualora fosse bloccato.  Si noti che occorre
2579 eseguire sempre prima \func{MutexLock} e poi \func{MutexUnlock}, perché se per
2580 un qualche errore si esegue più volte quest'ultima il valore del semaforo
2581 crescerebbe oltre 1, e \func{MutexLock} non avrebbe più l'effetto aspettato
2582 (bloccare la risorsa quando questa è considerata libera). Si tenga presente
2583 che usare \func{MutexRead} per controllare il valore dei mutex prima di
2584 proseguire non servirebbe comunque, dato che l'operazione non sarebbe atomica.
2585 Vedremo in \secref{sec:ipc_lock_file} come sia possibile ottenere
2586 un'interfaccia analoga a quella appena illustrata, senza incorrere in questi
2587 problemi, usando il file locking\index{file!locking}.
2588
2589
2590
2591 \subsection{Memoria condivisa}
2592 \label{sec:ipc_sysv_shm}
2593
2594 Il terzo oggetto introdotto dal \textit{SysV IPC} è quello dei segmenti di
2595 memoria condivisa. La funzione che permette di ottenerne uno è \funcd{shmget},
2596 ed il suo prototipo è:
2597 \begin{functions}
2598   \headdecl{sys/types.h} 
2599   \headdecl{sys/ipc.h} 
2600   \headdecl{sys/shm.h}
2601   
2602   \funcdecl{int shmget(key\_t key, int size, int flag)}
2603   
2604   Restituisce l'identificatore di una memoria condivisa.
2605   
2606   \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
2607     in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
2608     \begin{errlist}
2609     \item[\errcode{ENOSPC}] Si è superato il limite (\const{SHMMNI}) sul numero
2610       di segmenti di memoria nel sistema, o cercato di allocare un segmento le
2611       cui dimensioni fanno superare il limite di sistema (\const{SHMALL}) per
2612       la memoria ad essi riservata.
2613     \item[\errcode{EINVAL}] Si è richiesta una dimensione per un nuovo segmento
2614       maggiore di \const{SHMMAX} o minore di \const{SHMMIN}, o se il segmento
2615       già esiste \param{size} è maggiore delle sue dimensioni.
2616     \item[\errcode{ENOMEM}] Il sistema non ha abbastanza memoria per poter
2617       contenere le strutture per un nuovo segmento di memoria condivisa.
2618     \end{errlist}
2619     ed inoltre \errval{EACCES}, \errval{ENOENT}, \errval{EEXIST},
2620     \errval{EIDRM}, con lo stesso significato che hanno per \func{msgget}.}
2621 \end{functions}
2622
2623 La funzione, come \func{semget}, è del tutto analoga a \func{msgget}, ed
2624 identico è l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag} per cui non
2625 ripeteremo quanto detto al proposito in \secref{sec:ipc_sysv_mq}. L'argomento
2626 \param{size} specifica invece la dimensione, in byte, del segmento, che viene
2627 comunque arrotondata al multiplo superiore di \const{PAGE\_SIZE}.
2628
2629 La memoria condivisa è la forma più veloce di comunicazione fra due processi,
2630 in quanto permette agli stessi di vedere nel loro spazio di indirizzi una
2631 stessa sezione di memoria.  Pertanto non è necessaria nessuna operazione di
2632 copia per trasmettere i dati da un processo all'altro, in quanto ciascuno può
2633 accedervi direttamente con le normali operazioni di lettura e scrittura dei
2634 dati in memoria.
2635
2636 Ovviamente tutto questo ha un prezzo, ed il problema fondamentale della
2637 memoria condivisa è la sincronizzazione degli accessi. È evidente infatti che
2638 se un processo deve scambiare dei dati con un altro, si deve essere sicuri che
2639 quest'ultimo non acceda al segmento di memoria condivisa prima che il primo
2640 non abbia completato le operazioni di scrittura, inoltre nel corso di una
2641 lettura si deve essere sicuri che i dati restano coerenti e non vengono
2642 sovrascritti da un accesso in scrittura sullo stesso segmento da parte di un
2643 altro processo. Per questo in genere la memoria condivisa viene sempre
2644 utilizzata in abbinamento ad un meccanismo di sincronizzazione, il che, di
2645 norma, significa insieme a dei semafori.
2646
2647 \begin{figure}[!htb]
2648   \footnotesize \centering
2649   \begin{minipage}[c]{15cm}
2650     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
2651 struct shmid_ds {
2652      struct    ipc_perm shm_perm;  /* operation perms */
2653      int  shm_segsz;               /* size of segment (bytes) */
2654      time_t    shm_atime;          /* last attach time */
2655      time_t    shm_dtime;          /* last detach time */
2656      time_t    shm_ctime;          /* last change time */
2657      unsigned short shm_cpid;      /* pid of creator */
2658      unsigned short shm_lpid;      /* pid of last operator */
2659      short     shm_nattch;         /* no. of current attaches */
2660 };
2661     \end{lstlisting}
2662   \end{minipage} 
2663   \normalsize 
2664   \caption{La struttura \structd{shmid\_ds}, associata a ciascun segmento di
2665     memoria condivisa.}
2666   \label{fig:ipc_shmid_ds}
2667 \end{figure}
2668
2669 A ciascun segmento di memoria condivisa è associata una struttura
2670 \struct{shmid\_ds}, riportata in \figref{fig:ipc_shmid_ds}.  Come nel caso
2671 delle code di messaggi quando si crea un nuovo segmento di memoria condivisa
2672 con \func{shmget} questa struttura viene inizializzata, in particolare il
2673 campo \var{shm\_perm} viene inizializzato come illustrato in
2674 \secref{sec:ipc_sysv_access_control}, e valgono le considerazioni ivi fatte
2675 relativamente ai permessi di accesso; per quanto riguarda gli altri campi
2676 invece:
2677 \begin{itemize*}
2678 \item il campo \var{shm\_segsz}, che esprime la dimensione del segmento, viene
2679   inizializzato al valore di \param{size}.
2680 \item il campo \var{shm\_ctime}, che esprime il tempo di creazione del
2681   segmento, viene inizializzato al tempo corrente.
2682 \item i campi \var{shm\_atime} e \var{shm\_dtime}, che esprimono
2683   rispettivamente il tempo dell'ultima volta che il segmento è stato
2684   agganciato o sganciato da un processo, vengono inizializzati a zero.
2685 \item il campo \var{shm\_lpid}, che esprime il \acr{pid} del processo che ha
2686   eseguito l'ultima operazione, viene inizializzato a zero.
2687 \item il campo \var{shm\_cpid}, che esprime il \acr{pid} del processo che ha
2688   creato il segmento, viene inizializzato al \acr{pid} del processo chiamante.
2689 \item il campo \var{shm\_nattac}, che esprime il numero di processi agganciati
2690   al segmento viene inizializzato a zero.
2691 \end{itemize*}
2692
2693 Come per le code di messaggi e gli insiemi di semafori, anche per i segmenti
2694 di memoria condivisa esistono una serie di limiti imposti dal sistema.  Alcuni
2695 di questi limiti sono al solito accessibili e modificabili attraverso
2696 \func{sysctl} o scrivendo direttamente nei rispettivi file di
2697 \file{/proc/sys/kernel/}. In \tabref{tab:ipc_shm_limits} si sono riportate le
2698 costanti simboliche associate a ciascuno di essi, il loro significato, i
2699 valori preimpostati, e, quando presente, il file in \file{/proc/sys/kernel/}
2700 che permettono di cambiarne il valore. 
2701
2702
2703 \begin{table}[htb]
2704   \footnotesize
2705   \centering
2706   \begin{tabular}[c]{|c|r|c|p{7cm}|}
2707     \hline
2708     \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{File in \texttt{proc}}
2709     & \textbf{Significato} \\
2710     \hline
2711     \hline
2712     \const{SHMALL}& 0x200000&\file{shmall}& Numero massimo di pagine che 
2713                                        possono essere usate per i segmenti di
2714                                        memoria condivisa. \\
2715     \const{SHMMAX}&0x2000000&\file{shmmax}& Dimensione massima di un segmento 
2716                                             di memoria condivisa.\\
2717     \const{SHMMNI}&     4096&\file{msgmni}& Numero massimo di segmenti di 
2718                                             memoria condivisa presenti nel
2719                                             kernel.\\ 
2720     \const{SHMMIN}&        1& ---         & Dimensione minima di un segmento di
2721                                             memoria condivisa. \\
2722     \const{SHMLBA}&\const{PAGE\_SIZE}&--- & Limite inferiore per le dimensioni
2723                                             minime di un segmento (deve essere
2724                                             allineato alle dimensioni di una
2725                                             pagina di memoria). \\
2726     \const{SHMSEG}&   ---   &     ---     & Numero massimo di segmenti di
2727                                             memoria condivisa 
2728                                             per ciascun processo.\\
2729
2730
2731     \hline
2732   \end{tabular}
2733   \caption{Valori delle costanti associate ai limiti dei segmenti di memoria
2734     condivisa, insieme al relativo file in \file{/proc/sys/kernel/} ed al
2735     valore preimpostato presente nel sistema.} 
2736   \label{tab:ipc_shm_limits}
2737 \end{table}
2738
2739 Al solito la funzione che permette di effettuare le operazioni di controllo su
2740 un segmento di memoria condivisa è \funcd{shmctl}; il suo prototipo è:
2741 \begin{functions}
2742   \headdecl{sys/ipc.h} 
2743   \headdecl{sys/shm.h}
2744   
2745   \funcdecl{int shmctl(int shmid, int cmd, struct shmid\_ds *buf)}
2746   
2747   Esegue le operazioni di controllo su un segmento di memoria condivisa.
2748   
2749   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2750     errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
2751     \begin{errlist}
2752     \item[\errcode{EACCES}] Si è richiesto \const{IPC\_STAT} ma i permessi non
2753       consentono l'accesso in lettura al segmento.
2754     \item[\errcode{EINVAL}] O \param{shmid} o \param{cmd} hanno valori non
2755       validi.
2756     \item[\errcode{EIDRM}] L'argomento \param{shmid} fa riferimento ad un
2757       segmento che è stato cancellato.
2758     \item[\errcode{EPERM}] Si è specificato un comando con \const{IPC\_SET} o
2759       \const{IPC\_RMID} senza i permessi necessari.
2760     \item[\errcode{EOVERFLOW}] L'argomento \param{shmid} fa riferimento ad un
2761       segmento che è stato cancellato.
2762     \end{errlist}
2763   ed inoltre \errval{EFAULT}.}
2764 \end{functions}
2765
2766 Il comportamento della funzione dipende dal valore del comando passato
2767 attraverso l'argomento \param{cmd}, i valori possibili sono i seguenti:
2768 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
2769 \item[\const{IPC\_STAT}] Legge le informazioni riguardo il segmento di memoria
2770   condivisa nella struttura \struct{shmid\_ds} puntata da \param{buf}. Occorre
2771   avere il permesso di lettura sulla coda.
2772 \item[\const{IPC\_RMID}] Marca il segmento di memoria condivisa per la
2773   rimozione, questo verrà cancellato effettivamente solo quando l'ultimo
2774   processo ad esso agganciato si sarà staccato. Questo comando può essere
2775   eseguito solo da un processo con user-ID effettivo corrispondente o al
2776   creatore della coda, o al proprietario della coda, o all'amministratore.
2777 \item[\const{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
2778   del segmento.  Per modificare i valori di \var{shm\_perm.mode},
2779   \var{shm\_perm.uid} e \var{shm\_perm.gid} occorre essere il proprietario o
2780   il creatore della coda, oppure l'amministratore. Compiuta l'operazione
2781   aggiorna anche il valore del campo \var{shm\_ctime}.
2782 \item[\const{SHM\_LOCK}] Abilita il \textit{memory locking}\index{memory
2783     locking}\footnote{impedisce cioè che la memoria usata per il segmento
2784     venga salvata su disco dal meccanismo della memoria virtuale; si ricordi
2785     quanto trattato in \secref{sec:proc_mem_lock}.} sul segmento di memoria
2786   condivisa. Solo l'amministratore può utilizzare questo comando.
2787 \item[\const{SHM\_UNLOCK}] Disabilita il \textit{memory locking} sul segmento
2788   di memoria condivisa. Solo l'amministratore può utilizzare questo comando.
2789 \end{basedescript}
2790 i primi tre comandi sono gli stessi già visti anche per le code ed i semafori,
2791 gli ultimi due sono delle estensioni previste da Linux. 
2792
2793 Per utilizzare i segmenti di memoria condivisa l'interfaccia prevede due
2794 funzioni, la prima è \funcd{shmat}, che serve ad agganciare un segmento al
2795 processo chiamante, in modo che quest'ultimo possa vederlo nel suo spazio di
2796 indirizzi; il suo prototipo è:
2797 \begin{functions}
2798   \headdecl{sys/types.h} 
2799   \headdecl{sys/shm.h}
2800   
2801   \funcdecl{void *shmat(int shmid, const void *shmaddr, int shmflg)}
2802   Aggancia al processo un segmento di memoria condivisa.
2803   
2804   \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo del segmento in caso di
2805     successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i
2806     valori:
2807     \begin{errlist}
2808     \item[\errcode{EACCES}] Il processo non ha i privilegi per accedere al
2809       segmento nella modalità richiesta.
2810     \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un identificatore invalido per
2811       \param{shmid}, o un indirizzo non allineato sul confine di una pagina
2812       per \param{shmaddr}.
2813     \end{errlist}
2814     ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
2815 \end{functions}
2816
2817 La funzione inserisce un segmento di memoria condivisa all'interno dello
2818 spazio di indirizzi del processo, in modo che questo possa accedervi
2819 direttamente, la situazione dopo l'esecuzione di \func{shmat} è illustrata in
2820 \figref{fig:ipc_shmem_layout} (per la comprensione del resto dello schema si
2821 ricordi quanto illustrato al proposito in \secref{sec:proc_mem_layout}). In
2822 particolare l'indirizzo finale del segmento dati (quello impostato da
2823 \func{brk}, vedi \secref{sec:proc_mem_sbrk}) non viene influenzato. Si tenga
2824 presente infine che la funzione ha successo anche se il segmento è stato
2825 marcato per la cancellazione.
2826
2827 \begin{figure}[htb]
2828   \centering
2829   \includegraphics[height=10cm]{img/sh_memory_layout}
2830   \caption{Disposizione dei segmenti di memoria di un processo quando si è
2831     agganciato un segmento di memoria condivisa.}
2832   \label{fig:ipc_shmem_layout}
2833 \end{figure}
2834
2835 L'argomento \param{shmaddr} specifica a quale indirizzo\footnote{Lo standard
2836   SVID prevede che l'argomento \param{shmaddr} sia di tipo \ctyp{char *}, così
2837   come il valore di ritorno della funzione. In Linux è stato così con le
2838   \acr{libc4} e le \acr{libc5}, con il passaggio alle \acr{glibc} il tipo di
2839   \param{shmaddr} è divenuto un \ctyp{const void *} e quello del valore di
2840   ritorno un \ctyp{void *}.} deve essere associato il segmento, se il valore
2841 specificato è \val{NULL} è il sistema a scegliere opportunamente un'area di
2842 memoria libera (questo è il modo più portabile e sicuro di usare la funzione).
2843 Altrimenti il kernel aggancia il segmento all'indirizzo specificato da
2844 \param{shmaddr}; questo però può avvenire solo se l'indirizzo coincide con il
2845 limite di una pagina, cioè se è un multiplo esatto del parametro di sistema
2846 \const{SHMLBA}, che in Linux è sempre uguale \const{PAGE\_SIZE}. 
2847
2848 Si tenga presente però che quando si usa \val{NULL} come valore di
2849 \param{shmaddr}, l'indirizzo restituito da \func{shmat} può cambiare da
2850 processo a processo; pertanto se nell'area di memoria condivisa si salvano
2851 anche degli indirizzi, si deve avere cura di usare valori relativi (in genere
2852 riferiti all'indirizzo di partenza del segmento).
2853
2854 L'argomento \param{shmflg} permette di cambiare il comportamento della
2855 funzione; esso va specificato come maschera binaria, i bit utilizzati sono
2856 solo due e sono identificati dalle costanti \const{SHM\_RND} e
2857 \const{SHM\_RDONLY}, che vanno combinate con un OR aritmetico.  Specificando
2858 \const{SHM\_RND} si evita che \func{shmat} ritorni un errore quando
2859 \param{shmaddr} non è allineato ai confini di una pagina. Si può quindi usare
2860 un valore qualunque per \param{shmaddr}, e il segmento verrà comunque
2861 agganciato, ma al più vicino multiplo di \const{SHMLBA} (il nome della
2862 costante sta infatti per \textit{rounded}, e serve per specificare un
2863 indirizzo come arrotondamento, in Linux è equivalente a \const{PAGE\_SIZE}).
2864
2865 L'uso di \const{SHM\_RDONLY} permette di agganciare il segmento in sola
2866 lettura (si ricordi che anche le pagine di memoria hanno dei permessi), in tal
2867 caso un tentativo di scrivere sul segmento comporterà una violazione di
2868 accesso con l'emissione di un segnale di \const{SIGSEGV}. Il comportamento
2869 usuale di \func{shmat} è quello di agganciare il segmento con l'accesso in
2870 lettura e scrittura (ed il processo deve aver questi permessi in
2871 \var{shm\_perm}), non è prevista la possibilità di agganciare un segmento in
2872 sola scrittura.
2873
2874 In caso di successo la funzione aggiorna anche i seguenti campi di
2875 \struct{shmid\_ds}:
2876 \begin{itemize*}
2877 \item il tempo \var{shm\_atime} dell'ultima operazione di aggancio viene
2878   impostato al tempo corrente.
2879 \item il \acr{pid} \var{shm\_lpid} dell'ultimo processo che ha operato sul
2880   segmento viene impostato a quello del processo corrente.
2881 \item il numero \var{shm\_nattch} di processi agganciati al segmento viene
2882   aumentato di uno.
2883 \end{itemize*} 
2884
2885 Come accennato in \secref{sec:proc_fork} un segmento di memoria condivisa
2886 agganciato ad un processo viene ereditato da un figlio attraverso una
2887 \func{fork}, dato che quest'ultimo riceve una copia dello spazio degli
2888 indirizzi del padre. Invece, dato che attraverso una \func{exec} viene
2889 eseguito un diverso programma con uno spazio di indirizzi completamente
2890 diverso, tutti i segmenti agganciati al processo originario vengono
2891 automaticamente sganciati. Lo stesso avviene all'uscita del processo
2892 attraverso una \func{exit}.
2893
2894 Una volta che un segmento di memoria condivisa non serve più, si può
2895 sganciarlo esplicitamente dal processo usando l'altra funzione
2896 dell'interfaccia, \funcd{shmdt}, il cui prototipo è:
2897 \begin{functions}
2898   \headdecl{sys/types.h} 
2899   \headdecl{sys/shm.h}
2900
2901   \funcdecl{int shmdt(const void *shmaddr)}
2902   Sgancia dal processo un segmento di memoria condivisa.
2903   
2904   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2905     errore, la funzione fallisce solo quando non c'è un segmento agganciato
2906     all'indirizzo \func{shmaddr}, con \var{errno} che assume il valore
2907     \errval{EINVAL}.}
2908 \end{functions}
2909
2910 La funzione sgancia dallo spazio degli indirizzi del processo un segmento di
2911 memoria condivisa; questo viene identificato con l'indirizzo \param{shmaddr}
2912 restituito dalla precedente chiamata a \func{shmat} con il quale era stato
2913 agganciato al processo.
2914
2915 In caso di successo la funzione aggiorna anche i seguenti campi di
2916 \struct{shmid\_ds}:
2917 \begin{itemize*}
2918 \item il tempo \var{shm\_dtime} dell'ultima operazione di sganciamento viene
2919   impostato al tempo corrente.
2920 \item il \acr{pid} \var{shm\_lpid} dell'ultimo processo che ha operato sul
2921   segmento viene impostato a quello del processo corrente.
2922 \item il numero \var{shm\_nattch} di processi agganciati al segmento viene
2923   decrementato di uno.
2924 \end{itemize*} 
2925 inoltre la regione di indirizzi usata per il segmento di memoria condivisa
2926 viene tolta dallo spazio di indirizzi del processo.
2927
2928 Benché la memoria condivisa costituisca il meccanismo di intercomunicazione
2929 fra processi più veloce, essa non è sempre il più appropriato, dato che, come
2930 abbiamo visto, si avrà comunque la necessità di una sincronizzazione degli
2931 accessi.  Per questo motivo, quando la comunicazione fra processi è
2932 sequenziale, altri meccanismi come le pipe, le fifo o i socket, che non
2933 necessitano di sincronizzazione esplicita, sono da preferire. Essa diventa
2934 l'unico meccanismo possibile quando la comunicazione non è
2935 sequenziale\footnote{come accennato in \secref{sec:ipc_sysv_mq} per la
2936   comunicazione non sequenziale si possono usare le code di messaggi,
2937   attraverso l'uso del campo \var{mtype}, ma solo se quest'ultima può essere
2938   effettuata in forma di messaggio.} o quando non può avvenire secondo una
2939 modalità predefinita.
2940
2941 Un esempio classico di uso della memoria condivisa è quello del
2942 ``\textit{monitor}'', in cui viene per scambiare informazioni fra un processo
2943 server, che vi scrive dei dati di interesse generale che ha ottenuto, e i
2944 processi client interessati agli stessi dati che così possono leggerli in
2945 maniera completamente asincrona.  Con questo schema di funzionamento da una
2946 parte si evita che ciascun processo client debba compiere l'operazione,
2947 potenzialmente onerosa, di ricavare e trattare i dati, e dall'altra si evita
2948 al processo server di dover gestire l'invio a tutti i client di tutti i dati
2949 (non potendo il server sapere quali di essi servono effettivamente al singolo
2950 client).
2951
2952 Nel nostro caso implementeremo un ``\textsl{monitor}'' di una directory: un
2953 processo si incaricherà di tenere sotto controllo alcuni parametri relativi ad
2954 una directory (il numero dei file contenuti, la dimensione totale, quante
2955 directory, link simbolici, file normali, ecc.) che saranno salvati in un
2956 segmento di memoria condivisa cui altri processi potranno accedere per
2957 ricavare la parte di informazione che interessa.
2958
2959 In \figref{fig:ipc_dirmonitor_main} si è riportata la sezione principale del
2960 corpo del programma server, insieme alle definizioni delle altre funzioni
2961 usate nel programma e delle variabili globali, omettendo tutto quello che
2962 riguarda la gestione delle opzioni e la stampa delle istruzioni di uso a
2963 video; al solito il codice completo si trova con i sorgenti allegati nel file
2964 \file{DirMonitor.c}.
2965
2966 \begin{figure}[!htb]
2967   \footnotesize \centering
2968   \begin{minipage}[c]{15cm}
2969     \begin{lstlisting}{} 
2970 /* computation function for DirScan */
2971 int ComputeValues(struct dirent * direntry);
2972 void HandSIGTERM(int signo);
2973 /* global variables for shared memory segment */
2974 struct DirProp {
2975     int tot_size;    
2976     int tot_files;   
2977     int tot_regular; 
2978     int tot_fifo;    
2979     int tot_link;    
2980     int tot_dir;     
2981     int tot_block;   
2982     int tot_char;    
2983     int tot_sock;
2984 };
2985 struct DirProp *shmptr;
2986 int shmid; 
2987 int mutex;
2988 /* main body */
2989 int main(int argc, char *argv[]) 
2990 {
2991     int i;
2992     key_t key;
2993     ...
2994     if ((argc - optind) != 1) {          /* There must be remaing parameters */
2995         printf("Wrong number of arguments %d\n", argc - optind);
2996         usage();
2997     }
2998     Signal(SIGTERM, HandSIGTERM);            /* set handlers for termination */
2999     Signal(SIGINT, HandSIGTERM);
3000     Signal(SIGQUIT, HandSIGTERM);
3001     /* create needed IPC objects */
3002     key = ftok("./DirMonitor.c", 1);                         /* define a key */
3003     shmid = shmget(key, 4096, IPC_CREAT|0666);        /* get a shared memory */
3004     if (shmid < 0) {
3005         perror("Cannot create shared memory");
3006         exit(1);
3007     }
3008     if ( (shmptr = shmat(shmid, NULL, 0)) == NULL ) {   /* attach to process */
3009         perror("Cannot attach segment");
3010     }
3011     if ((mutex = MutexCreate(key)) == -1) {                   /* get a Mutex */
3012         perror("Cannot create mutex");
3013         exit(1);
3014     }
3015     /* main loop, monitor directory properties each 10 sec */
3016     while (1) {
3017         MutexLock(mutex);                              /* lock shared memory */
3018         memset(shmptr, 0, sizeof(struct DirProp));    /* erase previous data */
3019         DirScan(argv[1], ComputeValues);                     /* execute scan */
3020         MutexUnlock(mutex);                          /* unlock shared memory */
3021         sleep(pause);                              /* sleep until next watch */
3022     }
3023 }
3024     \end{lstlisting}
3025   \end{minipage} 
3026   \normalsize 
3027   \caption{Codice della funzione principale del programma \file{DirMonitor.c}.}
3028   \label{fig:ipc_dirmonitor_main}
3029 \end{figure}
3030
3031 Il programma usa delle variabili globali (\texttt{\small 4--18}) per mantenere
3032 i valori relativi agli oggetti usati per la comunicazione inter-processo; si è
3033 definita inoltre una apposita struttura \struct{DirProp} che contiene i dati
3034 relativi alle proprietà che si vogliono mantenere nella memoria condivisa, per
3035 l'accesso da parte dei client.
3036
3037 Il programma, dopo la sezione, omessa, relativa alla gestione delle opzioni da
3038 riga di comando, che si limitano alla eventuale stampa di un messaggio di
3039 aiuto a video ed all'impostazione della durata dell'intervallo con cui viene
3040 ripetuto il calcolo delle proprietà della directory, controlla (\texttt{\small
3041   25--28}) che sia stato specificato un parametro (il nome della directory da
3042 tenere sotto controllo) senza il quale esce immediatamente con un messaggio di
3043 errore.
3044
3045 Il passo successivo (\texttt{\small 29--31}) è quello di installare i gestori
3046 per i segnali di terminazione, infatti, visto che il programma è progettato
3047 come server, non è prevista una conclusione esplicita nel corpo principale,
3048 per cui, per gestire l'uscita, si è fatto uso di questi ultimi.
3049
3050 Si può poi passare a creare (\texttt{\small 32--45}) gli oggetti di
3051 intercomunicazione necessari. Si ricava (\texttt{\small 33}) una chiave usando
3052 il nome del programma, con questa si ottiene (\texttt{\small 34--38}) un
3053 segmento di memoria condivisa \var{shmid} (uscendo in caso di errore), che si
3054 aggancia (\texttt{\small 39--41}) al processo all'indirizzo \var{shmptr}; sarà
3055 attraverso questo puntatore che potremo accedere alla memoria condivisa, che
3056 sarà vista nella forma data da \struct{DirProp}. Infine con la stessa chiave
3057 si crea (\texttt{\small 42--45}) anche un mutex (utilizzando le funzioni di
3058 interfaccia già descritte in \secref{sec:ipc_sysv_sem}) che utilizzeremo per
3059 regolare l'accesso alla memoria condivisa.
3060
3061 Una volta completata l'inizializzazione e la creazione degli oggetti di
3062 intercomunicazione il programma eseguirà indefinitamente (\texttt{\small
3063   46--53}) il ciclo principale: si inizia bloccando il mutex (\texttt{\small
3064   48}) per poter accedere alla memoria condivisa (la funzione si bloccherà
3065 automaticamente se qualche client sta leggendo), poi si cancellano
3066 (\texttt{\small 49}) i valori precedentemente memorizzati, e si esegue
3067 (\texttt{\small 50}) un nuovo calcolo degli stessi; infine si sblocca il mutex
3068 (\texttt{\small 51}), e si attende (\texttt{\small 52}) per il periodo di
3069 tempo specificato a riga di comando con l'opzione \code{-p}.
3070
3071 \begin{figure}[!htb]
3072   \footnotesize \centering
3073   \begin{minipage}[c]{15cm}
3074     \begin{lstlisting}{} 
3075 ...
3076 /*
3077  * Routine  to compute directory properties inside DirScan
3078  */
3079 int ComputeValues(struct dirent * direntry) 
3080 {
3081     struct stat data;
3082     stat(direntry->d_name, &data);                          /* get stat data */
3083     shmptr->tot_size += data.st_size;
3084     shmptr->tot_files++;
3085     if (S_ISREG(data.st_mode)) shmptr->tot_regular++;
3086     if (S_ISFIFO(data.st_mode)) shmptr->tot_fifo++;
3087     if (S_ISLNK(data.st_mode)) shmptr->tot_link++;
3088     if (S_ISDIR(data.st_mode)) shmptr->tot_dir++;
3089     if (S_ISBLK(data.st_mode)) shmptr->tot_block++;
3090     if (S_ISCHR(data.st_mode)) shmptr->tot_char++;
3091     if (S_ISSOCK(data.st_mode)) shmptr->tot_sock++;
3092     return 0;
3093 }
3094 /*
3095  * Signal Handler to manage termination
3096  */
3097 void HandSIGTERM(int signo) {
3098     MutexLock(mutex);
3099     if (shmdt(shmptr)) {
3100         perror("Error detaching shared memory");
3101         exit(1);
3102     }
3103     if (shmctl(shmid, IPC_RMID, NULL)) {
3104         perror("Cannot remove shared memory segment");
3105         exit(1);
3106     }
3107     MutexRemove(mutex);
3108     exit(0);
3109 }
3110     \end{lstlisting}
3111   \end{minipage} 
3112   \normalsize 
3113   \caption{Codice delle funzione ausiliarie usate da \file{DirMonitor.c}.}
3114   \label{fig:ipc_dirmonitor_sub}
3115 \end{figure}
3116
3117 Si noti come per il calcolo dei valori da mantenere nella memoria condivisa si
3118 sia usata ancora una volta la funzione \func{DirScan}, già utilizzata (e
3119 descritta in dettaglio) in \secref{sec:file_dir_read}, che ci permette di
3120 effettuare la scansione delle voci della directory, chiamando per ciascuna di
3121 esse la funzione \func{ComputeValues}, che esegue tutti i calcoli necessari.
3122
3123 Il codice di quest'ultima è riportato in \figref{fig:ipc_dirmonitor_sub}. Come
3124 si vede la funzione (\texttt{\small 5--19}) è molto semplice e si limita a
3125 chiamare (\texttt{\small 8}) la funzione \func{stat} sul file indicato da
3126 ciascuna voce, per ottenerne i dati, che poi utilizza per incrementare i vari
3127 contatori.
3128
3129 Dato che la funzione è chiamata da \func{DirScan}, si è all'interno del ciclo
3130 principale del programma, con un mutex acquisito, perciò non è necessario
3131 effettuare nessun controllo e si può accedere direttamente alla memoria
3132 condivisa usando \var{shmptr} riempiendo i campi della struttura
3133 \struct{DirProp}; così prima (\texttt{\small 9--10}) si sommano le dimensioni
3134 dei file ed il loro numero, poi utilizzando le macro di
3135 \tabref{tab:file_type_macro}, si contano (\texttt{\small 11--17}) quanti ce ne
3136 sono per ciascun tipo.
3137
3138 In \figref{fig:ipc_dirmonitor_sub} è riportato anche (\texttt{\small 23--35})
3139 il codice del gestore di segnali di terminazione usato per chiudere il
3140 programma, che oltre a provocare l'uscita del programma si incarica anche di
3141 cancellare tutti gli oggetti di intercomunicazione non più necessari.  Nel
3142 caso anzitutto (\texttt{\small 24}) si acquisisce il mutex per evitare di
3143 operare mentre un client sta ancora leggendo i dati, dopo di che prima si
3144 distacca (\texttt{\small 25--28}) il segmento e poi lo si cancella
3145 (\texttt{\small 29--32}). Infine (\texttt{\small 33}) si rimuove il mutex e si
3146 esce.
3147
3148 Il codice del client che permette di leggere le informazioni mantenute nella
3149 memoria condivisa è riportato in \figref{fig:ipc_dirmonitor_client}, al solito
3150 si è omessa la sezione di gestione delle opzioni e la funzione che stampa a
3151 video le istruzioni; il codice completo è nei sorgenti allegati, nel file
3152 \file{ReadMonitor.c}.
3153
3154 \begin{figure}[!htb]
3155   \footnotesize \centering
3156   \begin{minipage}[c]{15cm}
3157     \begin{lstlisting}{} 
3158 #include <sys/types.h>
3159 #include <sys/stat.h>
3160 #include <dirent.h>        /* directory */
3161 #include <stdlib.h>        /* C standard library */
3162 #include <unistd.h>
3163
3164 #include "Gapil.h"
3165 #include "macros.h"
3166
3167 int main(int argc, char *argv[]) 
3168 {
3169     int i;
3170     key_t key;
3171     ..
3172     /* find needed IPC objects */
3173     key = ftok("./DirMonitor.c", 1);                         /* define a key */
3174     shmid = shmget(key, 4096, 0);                /* get the shared memory ID */
3175     if (shmid < 0) {
3176         perror("Cannot find shared memory");
3177         exit(1);
3178     }
3179     if ( (shmptr = shmat(shmid, NULL, 0)) == NULL ) {   /* attach to process */
3180         perror("Cannot attach segment");
3181         exit(1);
3182     }
3183     if ((mutex = MutexFind(key)) == -1) {                   /* get the Mutex */
3184         perror("Cannot find mutex");
3185         exit(1);
3186     }
3187     /* main loop */
3188     MutexLock(mutex);                                  /* lock shared memory */
3189     printf("Ci sono %d file dati\n", shmptr->tot_regular);
3190     printf("Ci sono %d directory\n", shmptr->tot_dir);
3191     printf("Ci sono %d link\n", shmptr->tot_link);
3192     printf("Ci sono %d fifo\n", shmptr->tot_fifo);
3193     printf("Ci sono %d socket\n", shmptr->tot_sock);
3194     printf("Ci sono %d device a caratteri\n", shmptr->tot_char);
3195     printf("Ci sono %d device a blocchi\n", shmptr->tot_block);
3196     printf("Totale  %d file, per %d byte\n",
3197            shmptr->tot_files, shmptr->tot_size);
3198     MutexUnlock(mutex);                              /* unlock shared memory */
3199 }
3200     \end{lstlisting}
3201   \end{minipage} 
3202   \normalsize 
3203   \caption{Codice del programma client \file{ReadMonitor.c}.}
3204   \label{fig:ipc_dirmonitor_client}
3205 \end{figure}
3206
3207 Una volta completata la gestione delle opzioni a riga di comando il programma
3208 rigenera (\texttt{\small 16}) la chiave usata per identificare memoria
3209 condivisa e mutex, richiede (\texttt{\small 17}) l'identificatore della
3210 memoria condivisa (che in questo caso deve già esistere), uscendo in caso di
3211 errore (\texttt{\small 18--21}). Una volta ottenuto l'identificatore si può
3212 (\texttt{\small 22--25}) agganciare il segmento al processo (anche in questo
3213 caso uscendo se qualcosa non funziona). Infine (\texttt{\small 26--29}) si
3214 richiede pure l'identificatore del mutex.
3215
3216 Una volta completata l'inizializzazione ed ottenuti i riferimenti agli oggetti
3217 di intercomunicazione necessari viene eseguito il corpo principale del
3218 programma (\texttt{\small 30--41}); si acquisisce (\texttt{\small 31}) il
3219 mutex (qui avviene il blocco se la memoria condivisa non è disponibile), e poi
3220 (\texttt{\small 32--40}) si stampano i vari valori in essa contenuti. Infine
3221 (\texttt{\small 41}) si rilascia il mutex. 
3222
3223 Verifichiamo allora il funzionamento del nostro monitor; 
3224
3225
3226
3227
3228 %% Per capire meglio il funzionamento delle funzioni facciamo ancora una volta
3229 %% riferimento alle strutture con cui il kernel implementa i segmenti di memoria
3230 %% condivisa; uno schema semplificato della struttura è illustrato in
3231 %% \figref{fig:ipc_shm_struct}. 
3232
3233 %% \begin{figure}[htb]
3234 %%   \centering
3235 %%   \includegraphics[width=10cm]{img/shmstruct}
3236 %%    \caption{Schema dell'implementazione dei segmenti di memoria condivisa in
3237 %%     Linux.}
3238 %%   \label{fig:ipc_shm_struct}
3239 %% \end{figure}
3240
3241
3242
3243
3244 \section{Tecniche alternative}
3245 \label{sec:ipc_alternatives}
3246
3247 Come abbiamo detto in \secref{sec:ipc_sysv_generic}, e ripreso nella
3248 descrizione dei singoli oggetti che ne fan parte, il \textit{SysV IPC}
3249 presenta numerosi problemi; in \cite{APUE}\footnote{in particolare nel
3250   capitolo 14.}  Stevens ne effettua una accurata analisi (alcuni dei concetti
3251 sono già stati accennati in precedenza) ed elenca alcune possibili tecniche
3252 alternative, che vogliamo riprendere in questa sezione.
3253
3254
3255 \subsection{Alternative alle code di messaggi}
3256 \label{sec:ipc_mq_alternative}
3257  
3258 Le code di messaggi sono probabilmente il meno usato degli oggetti del
3259 \textit{SysV IPC}; esse infatti nacquero principalmente come meccanismo di
3260 comunicazione bidirezionale quando ancora le pipe erano unidirezionali; con la
3261 disponibilità di \func{socketpair} (vedi \secref{sec:ipc_socketpair}) o
3262 utilizzando una coppia di pipe, si può ottenere questo risultato senza
3263 incorrere nelle complicazioni introdotte dal \textit{SysV IPC}.
3264
3265 In realtà, grazie alla presenza del campo \var{mtype}, le code di messaggi
3266 hanno delle caratteristiche ulteriori, consentendo una classificazione dei
3267 messaggi ed un accesso non rigidamente sequenziale; due caratteristiche che
3268 sono impossibili da ottenere con le pipe e i socket\index{socket} di
3269 \func{socketpair}.  A queste esigenze però si può comunque ovviare in maniera
3270 diversa con un uso combinato della memoria condivisa e dei meccanismi di
3271 sincronizzazione, per cui alla fine l'uso delle code di messaggi classiche è
3272 relativamente poco diffuso.
3273
3274 \subsection{I \textsl{file di lock}}
3275 \label{sec:ipc_file_lock}
3276
3277 \index{file!di lock|(}
3278 Come illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_sem} i semafori del \textit{SysV IPC}
3279 presentano una interfaccia inutilmente complessa e con alcuni difetti
3280 strutturali, per questo quando si ha una semplice esigenza di sincronizzazione
3281 per la quale basterebbe un semaforo binario (quello che abbiamo definito come
3282 \textit{mutex}), per indicare la disponibilità o meno di una risorsa, senza la
3283 necessità di un contatore come i semafori, si possono utilizzare metodi
3284 alternativi.
3285
3286 La prima possibilità, utilizzata fin dalle origini di Unix, è quella di usare
3287 dei \textsl{file di lock} (per i quali esiste anche una opportuna directory,
3288 \file{/var/lock}, nel filesystem standard). Per questo si usa la
3289 caratteristica della funzione \func{open} (illustrata in
3290 \secref{sec:file_open}) che prevede\footnote{questo è quanto dettato dallo
3291   standard POSIX.1, ciò non toglie che in alcune implementazioni questa
3292   tecnica possa non funzionare; in particolare per Linux, nel caso di NFS, si
3293   è comunque soggetti alla possibilità di una race   
3294   condition\index{race condition}.} che essa ritorni un errore quando usata
3295 con i flag di \const{O\_CREAT} e \const{O\_EXCL}. In tal modo la creazione di
3296 un \textsl{file di lock} può essere eseguita atomicamente, il processo che
3297 crea il file con successo si può considerare come titolare del lock (e della
3298 risorsa ad esso associata) mentre il rilascio si può eseguire con una chiamata
3299 ad \func{unlink}.
3300
3301 Un esempio dell'uso di questa funzione è mostrato dalle funzioni
3302 \func{LockFile} ed \func{UnlockFile} riportate in \figref{fig:ipc_file_lock}
3303 (sono contenute in \file{LockFile.c}, un'altro dei sorgenti allegati alla
3304 guida) che permettono rispettivamente di creare e rimuovere un \textsl{file di
3305   lock}. Come si può notare entrambe le funzioni sono elementari; la prima
3306 (\texttt{\small 4--10}) si limita ad aprire il file di lock (\texttt{\small
3307   9}) nella modalità descritta, mentre la seconda (\texttt{\small 11--17}) lo
3308 cancella con \func{unlink}.
3309
3310 \begin{figure}[!htb]
3311   \footnotesize \centering
3312   \begin{minipage}[c]{15cm}
3313     \begin{lstlisting}{} 
3314 #include <sys/types.h>
3315 #include <sys/stat.h>
3316 #include <unistd.h>                               /* unix standard functions */
3317 /*
3318  * Function LockFile:
3319  */
3320 int LockFile(const char* path_name)
3321 {
3322     return open(path_name, O_EXCL|O_CREAT);
3323 }
3324 /*
3325  * Function UnlockFile:
3326  */
3327 int UnlockFile(const char* path_name) 
3328 {
3329     return unlink(path_name);
3330 }
3331     \end{lstlisting}
3332   \end{minipage} 
3333   \normalsize 
3334   \caption{Il codice delle funzioni \func{LockFile} e \func{UnlockFile} che
3335     permettono di creare e rimuovere un \textsl{file di lock}.}
3336   \label{fig:ipc_file_lock}
3337 \end{figure}
3338
3339 Uno dei limiti di questa tecnica è che, come abbiamo già accennato in
3340 \secref{sec:file_open}, questo comportamento di \func{open} può non funzionare
3341 (la funzione viene eseguita, ma non è garantita l'atomicità dell'operazione)
3342 se il filesystem su cui si va ad operare è su NFS; in tal caso si può adottare
3343 una tecnica alternativa che prevede l'uso della \func{link} per creare come
3344 \textsl{file di lock} un hard link ad un file esistente; se il link esiste già
3345 e la funzione fallisce, significa che la risorsa è bloccata e potrà essere
3346 sbloccata solo con un \func{unlink}, altrimenti il link è creato ed il lock
3347 acquisito; il controllo e l'eventuale acquisizione sono atomici; la soluzione
3348 funziona anche su NFS, ma ha un'altro difetto è che è quello di poterla usare
3349 solo se si opera all'interno di uno stesso filesystem.
3350
3351 Un generale comunque l'uso di un \textsl{file di lock} presenta parecchi
3352 problemi, che non lo rendono una alternativa praticabile per la
3353 sincronizzazione: anzitutto in caso di terminazione imprevista del processo,
3354 si lascia allocata la risorsa (il \textsl{file di lock}) e questa deve essere
3355 sempre cancellata esplicitamente.  Inoltre il controllo della disponibilità
3356 può essere eseguito solo con una tecnica di \textit{polling}\index{polling},
3357 ed è quindi molto inefficiente.
3358
3359 La tecnica dei file di lock ha comunque una sua utilità, e può essere usata
3360 con successo quando l'esigenza è solo quella di segnalare l'occupazione di una
3361 risorsa, senza necessità di attendere che questa si liberi; ad esempio la si
3362 usa spesso per evitare interferenze sull'uso delle porte seriali da parte di
3363 più programmi: qualora si trovi un file di lock il programma che cerca di
3364 accedere alla seriale si limita a segnalare che la risorsa non è
3365 disponibile.\index{file!di lock|)}
3366
3367
3368 \subsection{La sincronizzazione con il \textit{file locking}}
3369 \label{sec:ipc_lock_file}
3370
3371 Dato che i file di lock\index{file!di lock} presentano gli inconvenienti
3372 illustrati in precedenza, la tecnica alternativa di sincronizzazione più
3373 comune è quella di fare ricorso al \textit{file locking}\index{file!locking}
3374 (trattato in \secref{sec:file_locking}) usando \func{fcntl} su un file creato
3375 per l'occasione per ottenere un write lock. In questo modo potremo usare il
3376 lock come un \textit{mutex}: per bloccare la risorsa basterà acquisire il
3377 lock, per sbloccarla basterà rilasciare il lock. Una richiesta fatta con un
3378 write lock metterà automaticamente il processo in stato di attesa, senza
3379 necessità di ricorrere al \textit{polling}\index{polling} per determinare la
3380 disponibilità della risorsa, e al rilascio della stessa da parte del processo
3381 che la occupava si otterrà il nuovo lock atomicamente.
3382
3383 Questo approccio presenta il notevole vantaggio che alla terminazione di un
3384 processo tutti i lock acquisiti vengono rilasciati automaticamente (alla
3385 chiusura dei relativi file) e non ci si deve preoccupare di niente; inoltre
3386 non consuma risorse permanentemente allocate nel sistema. Lo svantaggio è che,
3387 dovendo fare ricorso a delle operazioni sul filesystem, esso è in genere
3388 leggermente più lento.
3389
3390 \begin{figure}[!htb]
3391   \footnotesize \centering
3392   \begin{minipage}[c]{15cm}
3393     \begin{lstlisting}{} 
3394 /* Function CreateMutex: Create a mutex using file locking. */
3395 int CreateMutex(const char *path_name)
3396 {
3397     return open(path_name, O_EXCL|O_CREAT);
3398 }
3399 /* Function UnlockMutex: unlock a file. */
3400 int FindMutex(const char *path_name)
3401 {
3402     return open(path_name, O_RDWR);
3403 }
3404 /* Function LockMutex: lock mutex using file locking. */
3405 int LockMutex(int fd)
3406 {
3407     struct flock lock;                                /* file lock structure */
3408     /* first open the file (creating it if not existent) */
3409     /* set flock structure */
3410     lock.l_type = F_WRLCK;                        /* set type: read or write */
3411     lock.l_whence = SEEK_SET;        /* start from the beginning of the file */
3412     lock.l_start = 0;                  /* set the start of the locked region */
3413     lock.l_len = 0;                   /* set the length of the locked region */
3414     /* do locking */
3415     return fcntl(fd, F_SETLKW, &lock);
3416 }
3417 /* Function UnlockMutex: unlock a file. */
3418 int UnlockMutex(int fd)
3419 {
3420     struct flock lock;                                /* file lock structure */
3421     /* set flock structure */
3422     lock.l_type = F_UNLCK;                               /* set type: unlock */
3423     lock.l_whence = SEEK_SET;        /* start from the beginning of the file */
3424     lock.l_start = 0;                  /* set the start of the locked region */
3425     lock.l_len = 0;                   /* set the length of the locked region */
3426     /* do locking */
3427     return fcntl(fd, F_SETLK, &lock);
3428 }
3429 /* Function RemoveMutex: remove a mutex (unlinking the lock file). */
3430 int RemoveMutex(const char *path_name)
3431 {
3432     return unlink(path_name);
3433 }
3434 /* Function ReadMutex: read a mutex status. */
3435 int ReadMutex(int fd)
3436 {
3437     int res;
3438     struct flock lock;                                /* file lock structure */
3439     /* set flock structure */
3440     lock.l_type = F_WRLCK;                               /* set type: unlock */
3441     lock.l_whence = SEEK_SET;        /* start from the beginning of the file */
3442     lock.l_start = 0;                  /* set the start of the locked region */
3443     lock.l_len = 0;                   /* set the length of the locked region */
3444     /* do locking */
3445     if ( (res = fcntl(fd, F_GETLK, &lock)) ) {
3446         return res;
3447     }
3448     return lock.l_type;
3449 }
3450     \end{lstlisting}
3451   \end{minipage} 
3452   \normalsize 
3453   \caption{Il codice delle funzioni che permettono per la gestione dei 
3454     \textit{mutex} con il file locking\index{file!locking}.}
3455   \label{fig:ipc_flock_mutex}
3456 \end{figure}
3457
3458 Il codice delle varie funzioni usate per implementare un mutex utilizzando il
3459 file locking\index{file!locking} è riportato in \figref{fig:ipc_flock_mutex};
3460 si è mantenuta volutamente una struttura analoga alle precedenti funzioni che
3461 usano i semafori, anche se le due interfacce non possono essere completamente
3462 equivalenti, specie per quanto riguarda la rimozione del mutex.
3463
3464 La prima funzione (\texttt{\small 1--5}) è \func{CreateMutex}, e serve a
3465 creare il mutex; la funzione è estremamente semplice, e si limita
3466 (\texttt{\small 4}) a creare, con una opportuna chiamata ad \func{open}, il
3467 file che sarà usato per il successivo file locking, assicurandosi che non
3468 esista già (nel qual caso segnala un errore); poi restituisce il file
3469 descriptor che sarà usato dalle altre funzioni per acquisire e rilasciare il
3470 mutex.
3471
3472 La seconda funzione (\texttt{\small 6--10}) è \func{FindMutex}, che, come la
3473 precedente, è stata definita per mantenere una analogia con la corrispondente
3474 funzione basata sui semafori. Anch'essa si limita (\texttt{\small 9}) ad
3475 aprire il file da usare per il file locking, solo che in questo caso le
3476 opzioni di \func{open} sono tali che il file in questione deve esistere di
3477 già.
3478
3479 La terza funzione (\texttt{\small 11--23}) è \func{LockMutex} e serve per
3480 acquisire il mutex. La funzione definisce (\texttt{\small 14}) e inizializza
3481 (\texttt{\small 17--20}) la struttura \var{lock} da usare per acquisire un
3482 write lock sul file, che poi (\texttt{\small 21}) viene richiesto con
3483 \func{fcntl}, restituendo il valore di ritorno di quest'ultima. Se il file è
3484 libero il lock viene acquisito e la funzione ritorna immediatamente;
3485 altrimenti \func{fcntl} si bloccherà (si noti che la si è chiamata con
3486 \func{F\_SETLKW}) fino al rilascio del lock.
3487
3488 La quarta funzione (\texttt{\small 24--35}) è \func{UnlockMutex} e serve a
3489 rilasciare il mutex. La funzione è analoga alla precedente, solo che in questo
3490 caso si inizializza (\texttt{\small 29--32}) la struttura \var{lock} per il
3491 rilascio del lock, che viene effettuato (\texttt{\small 34}) con la opportuna
3492 chiamata a \func{fcntl}. Avendo usato il file locking in semantica POSIX (si
3493 riveda quanto detto \secref{sec:file_posix_lock}) solo il processo che ha
3494 precedentemente eseguito il lock può sbloccare il mutex.
3495
3496 La quinta funzione (\texttt{\small 36--40}) è \func{RemoveMutex} e serve a
3497 cancellare il mutex. Anche questa funzione è stata definita per mantenere una
3498 analogia con le funzioni basate sui semafori, e si limita a cancellare
3499 (\texttt{\small 39}) il file con una chiamata ad \func{unlink}. Si noti che in
3500 questo caso la funzione non ha effetto sui mutex già ottenuti con precedenti
3501 chiamate a \func{FindMutex} o \func{CreateMutex}, che continueranno ad essere
3502 disponibili fintanto che i relativi file descriptor restano aperti. Pertanto
3503 per rilasciare un mutex occorrerà prima chiamare \func{UnlockMutex} oppure
3504 chiudere il file usato per il lock.
3505
3506 La sesta funzione (\texttt{\small 41--56}) è \func{ReadMutex} e serve a
3507 leggere lo stato del mutex. In questo caso si prepara (\texttt{\small 47--50})
3508 la solita struttura \var{lock} come l'acquisizione del lock, ma si effettua
3509 (\texttt{\small 52}) la chiamata a \func{fcntl} usando il comando
3510 \const{F\_GETLK} per ottenere lo stato del lock, e si restituisce
3511 (\texttt{\small 53}) il valore di ritorno in caso di errore, ed il valore del
3512 campo \var{l\_type} (che descrive lo stato del lock) altrimenti. Per questo
3513 motivo la funzione restituirà -1 in caso di errore e uno dei due valori
3514 \const{F\_UNLCK} o \const{F\_WRLCK}\footnote{non si dovrebbe mai avere il
3515   terzo valore possibile, \const{F\_RDLCK}, dato che la nostra interfaccia usa
3516   solo i write lock. Però è sempre possibile che siano richiesti altri lock
3517   sul file al di fuori dell'interfaccia, nel qual caso si potranno avere,
3518   ovviamente, interferenze indesiderate.} ) in caso di successo, ed indicare
3519 che il mutex è, rispettivamente libero o occupato.
3520
3521
3522
3523 Basandosi sulla semantica dei file lock POSIX valgono tutte le precisazioni
3524 relative al comportamento di questi ultimi fatte in
3525 \secref{sec:file_posix_lock}; questo significa che, al contrario di quanto
3526 avveniva con l'altra interfaccia basata sui semafori, chiamate multiple a
3527 \func{UnlockMutex} o \func{LockMutex} non hanno nessun inconveniente.
3528
3529
3530 \subsection{Il \textit{memory mapping} anonimo}
3531 \label{sec:ipc_mmap_anonymous}
3532
3533 Abbiamo già visto che quando i processi sono \textsl{correlati}\footnote{se
3534   cioè hanno almeno un progenitore comune.} l'uso delle pipe può costituire
3535 una valida alternativa alle code di messaggi; nella stessa situazione si può
3536 evitare l'uso di una memoria condivisa facendo ricorso al cosiddetto
3537 \textit{memory mapping} anonimo.
3538
3539 Abbiamo visto in \secref{sec:file_memory_map} che è possibile mappare il
3540 contenuto di un file nella memoria di un processo, e che, quando viene usato
3541 il flag \const{MAP\_SHARED}, le modifiche effettuate al contenuto del file
3542 vengono viste da tutti i processi che lo hanno mappato. Utilizzare questa
3543 tecnica per creare una memoria condivisa fra processi diversi è estremamente
3544 inefficiente, in quanto occorre passare attraverso il disco. Però abbiamo
3545 visto anche che se si esegue la mappatura con il flag \const{MAP\_ANONYMOUS}
3546 la regione mappata non viene associata a nessun file, anche se quanto scritto
3547 rimane in memoria e può essere riletto; allora, dato che un processo figlio
3548 mantiene nel suo spazio degli indirizzi anche le regioni mappate, esso sarà
3549 anche in grado di accedere a quanto in esse è contenuto.
3550
3551 In questo modo diventa possibile creare una memoria condivisa fra processi
3552 diversi, purché questi abbiano almeno un progenitore comune che ha effettuato
3553 il \textit{memory mapping} anonimo.\footnote{nei sistemi derivati da SysV una
3554   funzionalità simile a questa viene implementata mappando il file speciale
3555   \file{/dev/zero}. In tal caso i valori scritti nella regione mappata non
3556   vengono ignorati (come accade qualora si scriva direttamente sul file), ma
3557   restano in memoria e possono essere riletti secondo le stesse modalità usate
3558   nel \textit{memory mapping} anonimo.} Un esempio di utilizzo di questa
3559 tecnica è mostrato in 
3560
3561
3562
3563 \section{La comunicazione fra processi di POSIX}
3564 \label{sec:ipc_posix}
3565
3566 Per superare i numerosi problemi del \textit{SysV IPC}, evidenziati per i suoi
3567 aspetti generali in coda a \secref{sec:ipc_sysv_generic} e per i singoli
3568 oggetti nei paragrafi successivi, lo standard POSIX.1b ha introdotto dei nuovi
3569 meccanismi di comunicazione, che vanno sotto il nome di POSIX IPC, definendo
3570 una interfaccia completamente nuova, che tratteremo in questa sezione.
3571
3572
3573
3574 \subsection{Considerazioni generali}
3575 \label{sec:ipc_posix_generic}
3576
3577 Il Linux non tutti gli oggetti del POSIX IPC sono supportati nel kernel
3578 ufficiale; solo la memoria condivisa è presente, ma solo a partire dal kernel
3579 2.4.x, per gli altri oggetti esistono patch e librerie non ufficiali.
3580 Nonostante questo è importante esaminare questa interfaccia per la sua netta
3581 superiorità nei confronti di quella del \textit{SysV IPC}.
3582
3583
3584 \subsection{Code di messaggi}
3585 \label{sec:ipc_posix_mq}
3586
3587 Le code di messaggi non sono ancora supportate nel kernel
3588 ufficiale;\footnote{esiste però una proposta di implementazione di Krzysztof
3589   Benedyczak, a partire dal kernel 2.5.50.}  inoltre esse possono essere
3590 implementate, usando la memoria condivisa ed i mutex, con funzioni di
3591 libreria. In generale, come le corrispettive del SysV IPC, sono poco usate,
3592 dato che i socket\index{socket}, nei casi in cui sono sufficienti, sono più
3593 comodi, e negli altri casi la comunicazione può essere gestita direttamente
3594 con mutex e memoria condivisa. Per questo ci limiteremo ad una descrizione
3595 essenziale.
3596
3597
3598
3599 \subsection{Semafori}
3600 \label{sec:ipc_posix_sem}
3601