6ecd5b161ddb4e9888c93d8b49a4885e941dd77e
[gapil.git] / ipc.tex
1 \chapter{La comunicazione fra processi}
2 \label{cha:IPC}
3
4
5 Uno degli aspetti fondamentali della programmazione in un sistema unix-like è
6 la comunicazione fra processi. In questo capitolo affronteremo solo i
7 meccanismi più elementari che permettono di mettere in comunicazione processi
8 diversi, come quelli tradizionali che coinvolgono \textit{pipe} e
9 \textit{fifo} e i meccanismi di intercomunicazione di System V e quelli POSIX.
10
11 Tralasceremo invece tutte le problematiche relative alla comunicazione
12 attraverso la rete (e le relative interfacce) che saranno affrontate in
13 dettaglio in un secondo tempo.  Non affronteremo neanche meccanismi più
14 complessi ed evoluti come le RPC (\textit{Remote Procedure Calls}) e CORBA
15 (\textit{Common Object Request Brocker Architecture}) che in genere sono
16 implementati con un ulteriore livello sopra i meccanismi elementari.
17
18
19 \section{La comunicazione fra processi tradizionale}
20 \label{sec:ipc_unix}
21
22 Il primo meccanismo di comunicazione fra processi introdotto nei sistemi Unix,
23 è quello delle cosiddette \textit{pipe}; esse costituiscono una delle
24 caratteristiche peculiari del sistema, in particolar modo dell'interfaccia a
25 linea di comando. In questa sezione descriveremo le sue basi, le funzioni che
26 ne gestiscono l'uso e le varie forme in cui si è evoluto.
27
28
29 \subsection{Le \textit{pipe} standard}
30 \label{sec:ipc_pipes}
31
32 Le \textit{pipe} nascono sostanzialmente con Unix, e sono il primo, e tuttora
33 uno dei più usati, meccanismi di comunicazione fra processi. Si tratta in
34 sostanza di una una coppia di file descriptor\footnote{si tenga presente che
35   le pipe sono oggetti creati dal kernel e non risiedono su disco.} connessi
36 fra di loro in modo che se quanto scrive su di uno si può rileggere
37 dall'altro. Si viene così a costituire un canale di comunicazione tramite i
38 due file descriptor, nella forma di un \textsl{tubo} (da cui il nome)
39 attraverso cui fluiscono i dati.
40
41 La funzione che permette di creare questa speciale coppia di file descriptor
42 associati ad una \textit{pipe} è appunto \func{pipe}, ed il suo prototipo è:
43 \begin{prototype}{unistd.h}
44 {int pipe(int filedes[2])} 
45   
46 Crea una coppia di file descriptor associati ad una \textit{pipe}.
47   
48   \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
49     errore, nel qual caso \var{errno} potrà assumere i valori \macro{EMFILE},
50     \macro{ENFILE} e \macro{EFAULT}.}
51 \end{prototype}
52
53 La funzione restituisce la coppia di file descriptor nel vettore
54 \param{filedes}; il primo è aperto in lettura ed il secondo in scrittura. Come
55 accennato concetto di funzionamento di una pipe è semplice: quello che si
56 scrive nel file descriptor aperto in scrittura viene ripresentato tale e quale
57 nel file descriptor aperto in lettura. I file descriptor infatti non sono
58 connessi a nessun file reale, ma ad un buffer nel kernel, la cui dimensione è
59 specificata dalla costante \macro{PIPE\_BUF}, (vedi
60 \secref{sec:sys_file_limits}). Lo schema di funzionamento di una pipe è
61 illustrato in \figref{fig:ipc_pipe_singular}, in cui sono illustrati i due
62 capi della pipe, associati a ciascun file descriptor, con le frecce che
63 indicano la direzione del flusso dei dati.
64
65 \begin{figure}[htb]
66   \centering
67   \includegraphics[height=5cm]{img/pipe}
68   \caption{Schema della struttura di una pipe.}
69   \label{fig:ipc_pipe_singular}
70 \end{figure}
71
72 Chiaramente creare una pipe all'interno di un singolo processo non serve a
73 niente; se però ricordiamo quanto esposto in \secref{sec:file_sharing}
74 riguardo al comportamento dei file descriptor nei processi figli, è immediato
75 capire come una pipe possa diventare un meccanismo di intercomunicazione. Un
76 processo figlio infatti condivide gli stessi file descriptor del padre,
77 compresi quelli associati ad una pipe (secondo la situazione illustrata in
78 \figref{fig:ipc_pipe_fork}). In questo modo se uno dei processi scrive su un
79 capo della pipe, l'altro può leggere.
80
81 \begin{figure}[htb]
82   \centering
83   \includegraphics[height=5cm]{img/pipefork}
84   \caption{Schema dei collegamenti ad una pipe, condivisi fra processo padre e
85     figlio dopo l'esecuzione \func{fork}.}
86   \label{fig:ipc_pipe_fork}
87 \end{figure}
88
89 Tutto ciò ci mostra come sia immediato realizzare un meccanismo di
90 comunicazione fra processi attraverso una pipe, utilizzando le proprietà
91 ordinarie dei file, ma ci mostra anche qual'è il principale\footnote{Stevens
92   in \cite{APUE} riporta come limite anche il fatto che la comunicazione è
93   unidirezionale, ma in realtà questo è un limite facilmente superabile usando
94   una coppia di pipe.} limite nell'uso delle pipe. È necessario infatti che i
95 processi possano condividere i file descriptor della pipe, e per questo essi
96 devono comunque essere \textsl{parenti} (dall'inglese \textit{siblings}), cioè
97 o derivare da uno stesso processo padre in cui è avvenuta la creazione della
98 pipe, o, più comunemente, essere nella relazione padre/figlio.
99
100 A differenza di quanto avviene con i file normali, la lettura da una pipe può
101 essere bloccante (qualora non siano presenti dati), inoltre se si legge da una
102 pipe il cui capo in scrittura è stato chiuso, si avrà la ricezione di un EOF
103 (vale a dire che la funzione \func{read} ritornerà restituendo 0).  Se invece
104 si esegue una scrittura su una pipe il cui capo in lettura non è aperto il
105 processo riceverà il segnale \macro{EPIPE}, e la funzione di scrittura
106 restituirà un errore di \macro{EPIPE} (al ritorno del manipolatore, o qualora
107 il segnale sia ignorato o bloccato).
108
109 La dimensione del buffer della pipe (\macro{PIPE\_BUF}) ci dà inoltre un'altra
110 importante informazione riguardo il comportamento delle operazioni di lettura
111 e scrittura su di una pipe; esse infatti sono atomiche fintanto che la
112 quantità di dati da scrivere non supera questa dimensione. Qualora ad esempio
113 si effettui una scrittura di una quantità di dati superiore l'operazione verrà
114 effettuata in più riprese, consentendo l'intromissione di scritture effettuate
115 da altri processi.
116
117
118 \subsection{Un esempio dell'uso delle pipe}
119 \label{sec:ipc_pipe_use}
120
121 Per capire meglio il funzionamento delle pipe faremo un esempio di quello che
122 è il loro uso più comune, analogo a quello effettuato della shell, e che
123 consiste nell'inviare l'output di un processo (lo standard output) sull'input
124 di un'altro. Realizzeremo il programma di esempio nella forma di un
125 \textit{CGI}\footnote{Un CGI (\textit{Common Gateway Interface}) è un
126   programma che permette la creazione dinamica di un oggetto da inserire
127   all'interno di una pagina HTML.}  per Apache, che genera una immagine JPEG
128 di un codice a barre, specificato come parametro di input.
129
130 Un programma che deve essere eseguito come \textit{CGI} deve rispondere a
131 delle caratteristiche specifiche, esso infatti non viene lanciato da una
132 shell, ma dallo stesso web server, alla richiesta di una specifica URL, che di
133 solito ha la forma:
134 \begin{verbatim}
135     http://www.sito.it/cgi-bin/programma?parametro
136 \end{verbatim}
137 ed il risultato dell'elaborazione deve essere presentato (con una intestazione
138 che ne descrive il mime-type) sullo standard output, in modo che il web-server
139 possa reinviarlo al browser che ha effettuato la richiesta, che in questo modo
140 è in grado di visualizzarlo opportunamente.
141
142 Per realizzare quanto voluto useremo in sequenza i programmi \cmd{barcode} e
143 \cmd{gs}, il primo infatti è in grado di generare immagini postscript di
144 codici a barre corrispondenti ad una qualunque stringa, mentre il secondo
145 serve per poter effettuare la conversione della stessa immagine in formato
146 JPEG. Usando una pipe potremo inviare l'output del primo sull'input del
147 secondo, secondo lo schema mostrato in \figref{fig:ipc_pipe_use}, in cui la
148 direzione del flusso dei dati è data dalle frecce continue.
149
150 \begin{figure}[htb]
151   \centering
152   \includegraphics[height=5cm]{img/pipeuse}
153   \caption{Schema dell'uso di una pipe come mezzo di comunicazione fra
154     due processi attraverso attraverso l'esecuzione una \func{fork} e la
155     chiusura dei capi non utilizzati.}
156   \label{fig:ipc_pipe_use}
157 \end{figure}
158
159 Si potrebbe obiettare che sarebbe molto più semplice salvare il risultato
160 intermedio su un file temporaneo. Questo però non tiene conto del fatto che un
161 \textit{CGI} deve poter gestire più richieste in concorrenza, e si avrebbe una
162 evidente race condition in caso di accesso simultaneo a detto
163 file.\footnote{il problema potrebbe essere superato determinando in anticipo
164   un nome appropriato per il file temporaneo, che verrebbe utilizzato dai vari
165   sotto-processi, e cancellato alla fine della loro esecuzione; ma a questo le
166   cose non sarebbero più tanto semplici.}  L'uso di una pipe invece permette
167 di risolvere il problema in maniera semplice ed elegante, oltre ad essere
168 molto più efficiente, dato che non si deve scrivere su disco.
169
170 Il programma ci servirà anche come esempio dell'uso delle funzioni di
171 duplicazione dei file descriptor che abbiamo trattato in
172 \secref{sec:file_dup}, in particolare di \func{dup2}. È attraverso queste
173 funzioni infatti che è possibile dirottare gli stream standard dei processi
174 (che abbiamo visto in \secref{sec:file_std_descr} e
175 \secref{sec:file_std_stream}) sulla pipe. In \figref{fig:ipc_barcodepage_code}
176 abbiamo riportato il corpo del programma, il cui codice completo è disponibile
177 nel file \file{BarCodePage.c} che si trova nella directory dei sorgenti.
178
179
180 \begin{figure}[!htb]
181   \footnotesize \centering
182   \begin{minipage}[c]{15cm}
183     \begin{lstlisting}{}
184 int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
185 {
186     ...
187     /* create two pipes, pipein and pipeout, to handle communication */
188     if ( (retval = pipe(pipein)) ) {
189         WriteMess("input pipe creation error");
190         exit(0);        
191     }
192     if ( (retval = pipe(pipeout)) ) {
193         WriteMess("output pipe creation error");
194         exit(0);        
195     }    
196     /* First fork: use child to run barcode program */
197     if ( (pid = fork()) == -1) {          /* on error exit */
198         WriteMess("child creation error");
199         exit(0);        
200     }
201     /* if child */
202     if (pid == 0) {
203         close(pipein[1]);                /* close pipe write end  */
204         dup2(pipein[0], STDIN_FILENO);   /* remap stdin to pipe read end */
205         close(pipeout[0]);
206         dup2(pipeout[1], STDOUT_FILENO); /* remap stdout in pipe output */
207         execlp("barcode", "barcode", size, NULL);
208     } 
209     close(pipein[0]);                    /* close input side of input pipe */
210     write(pipein[1], argv[1], strlen(argv[1]));  /* write parameter to pipe */
211     close(pipein[1]);                    /* closing write end */
212     waitpid(pid, NULL, 0);               /* wait child completion */
213     /* Second fork: use child to run ghostscript */
214     if ( (pid = fork()) == -1) {
215         WriteMess("child creation error");
216         exit(0);
217     }
218     /* second child, convert PS to JPEG  */
219     if (pid == 0) {                     
220         close(pipeout[1]);              /* close write end */
221         dup2(pipeout[0], STDIN_FILENO); /* remap read end to stdin */
222         /* send mime type */
223         write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
224         execlp("gs", "gs", "-q", "-sDEVICE=jpeg", "-sOutputFile=-", "-", NULL);
225     }
226     /* still parent */
227     close(pipeout[1]); 
228     waitpid(pid, NULL, 0);
229     exit(0);
230 }
231     \end{lstlisting}
232   \end{minipage} 
233   \normalsize 
234   \caption{Sezione principale del codice del \textit{CGI} 
235     \file{BarCodePage.c}.}
236   \label{fig:ipc_barcodepage_code}
237 \end{figure}
238
239 La prima operazione del programma (\texttt{\small 4--12}) è quella di creare
240 le due pipe che serviranno per la comunicazione fra i due comandi utilizzati
241 per produrre il codice a barre; si ha cura di controllare la riuscita della
242 chiamata, inviando in caso di errore un messaggio invece dell'immagine
243 richiesta.\footnote{la funzione \func{WriteMess} non è riportata in
244   \secref{fig:ipc_barcodepage_code}; essa si incarica semplicemente di
245   formattare l'uscita alla maniera dei CGI, aggiungendo l'opportuno
246   \textit{mime type}, e formattando il messaggio in HTML, in modo che
247   quest'ultimo possa essere visualizzato correttamente da un browser.}
248
249 Una volta create le pipe, il programma può creare (\texttt{\small 13-17}) il
250 primo processo figlio, che si incaricherà (\texttt{\small 19--25}) di eseguire
251 \cmd{barcode}. Quest'ultimo legge dallo standard input una stringa di
252 caratteri, la converte nell'immagine postscript del codice a barre ad essa
253 corrispondente, e poi scrive il risultato direttamente sullo standard output.
254
255 Per poter utilizzare queste caratteristiche prima di eseguire \cmd{barcode} si
256 chiude (\texttt{\small 20}) il capo aperto in scrittura della prima pipe, e se
257 ne collega (\texttt{\small 21}) il capo in lettura allo standard input, usando
258 \func{dup2}. Si ricordi che invocando \func{dup2} il secondo file, qualora
259 risulti aperto, viene, come nel caso corrente, chiuso prima di effettuare la
260 duplicazione. Allo stesso modo, dato che \cmd{barcode} scrive l'immagine
261 postscript del codice a barre sullo standard output, per poter effettuare una
262 ulteriore redirezione il capo in lettura della seconda pipe viene chiuso
263 (\texttt{\small 22}) mentre il capo in scrittura viene collegato allo standard
264 output (\texttt{\small 23}).
265
266 In questo modo all'esecuzione (\texttt{\small 25}) di \cmd{barcode} (cui si
267 passa in \var{size} la dimensione della pagina per l'immagine) quest'ultimo
268 leggerà dalla prima pipe la stringa da codificare che gli sarà inviata dal
269 padre, e scriverà l'immagine postscript del codice a barre sulla seconda.
270
271 Al contempo una volta lanciato il primo figlio, il processo padre prima chiude
272 (\texttt{\small 26}) il capo inutilizzato della prima pipe (quello in input) e
273 poi scrive (\texttt{\small 27}) la stringa da convertire sul capo in output,
274 così che \cmd{barcode} possa riceverla dallo standard input. A questo punto
275 l'uso della prima pipe da parte del padre è finito ed essa può essere
276 definitivamente chiusa (\texttt{\small 28}), si attende poi (\texttt{\small
277   29}) che l'esecuzione di \cmd{barcode} sia completata.
278
279 Alla conclusione della sua esecuzione \cmd{barcode} avrà inviato l'immagine
280 postscript del codice a barre sul capo in scrittura della seconda pipe; a
281 questo punto si può eseguire la seconda conversione, da PS a JPEG, usando il
282 programma \cmd{gs}. Per questo si crea (\texttt{\small 30--34}) un secondo
283 processo figlio, che poi (\texttt{\small 35--42}) eseguirà questo programma
284 leggendo l'immagine postscript creata da \cmd{barcode} dallo standard input,
285 per convertirla in JPEG.
286
287 Per fare tutto ciò anzitutto si chiude (\texttt{\small 37}) il capo in
288 scrittura della seconda pipe, e se ne collega (\texttt{\small 38}) il capo in
289 lettura allo standard input. Per poter formattare l'output del programma in
290 maniera utilizzabile da un browser, si provvede anche \texttt{\small 40}) alla
291 scrittura dell'apposita stringa di identificazione del mime-type in testa allo
292 standard output. A questo punto si può invocare \texttt{\small 41}) \cmd{gs},
293 provvedendo gli appositi switch che consentono di leggere il file da
294 convertire dallo standard input e di inviare la conversione sullo standard
295 output.
296
297 Per completare le operazioni il processo padre chiude (\texttt{\small 44}) il
298 capo in scrittura della seconda pipe, e attende la conclusione del figlio
299 (\texttt{\small 45}); a questo punto può (\texttt{\small 46}) uscire. Si tenga
300 conto che l'operazione di chiudere il capo in scrittura della seconda pipe è
301 necessaria, infatti, se non venisse chiusa, \cmd{gs}, che legge il suo
302 standard input da detta pipe, resterebbe bloccato in attesa di ulteriori dati
303 in ingresso (l'unico modo che un programma ha per sapere che l'input è
304 terminato è rilevare che lo standard input è stato chiuso), e la \func{wait}
305 non ritornerebbe.
306
307
308 \subsection{Le funzioni \func{popen} e \func{pclose}}
309 \label{sec:ipc_popen}
310
311 Come si è visto la modalità più comune di utilizzo di una pipe è quella di
312 utilizzarla per fare da tramite fra output ed input di due programmi invocati
313 in sequenza; per questo motivo lo standard POSIX.2 ha introdotto due funzioni
314 che permettono di sintetizzare queste operazioni. La prima di esse si chiama
315 \func{popen} ed il suo prototipo è:
316 \begin{prototype}{stdio.h}
317 {FILE *popen(const char *command, const char *type)}
318
319 Esegue il programma \param{command}, di cui, a seconda di \param{type},
320 restituisce, lo standard input o lo standard output nella pipe collegata allo
321 stream restituito come valore di ritorno.
322   
323 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo dello stream associato alla pipe
324   in caso di successo e \macro{NULL} per un errore, nel qual caso \var{errno}
325   potrà assumere i valori relativi alle sottostanti invocazioni di \func{pipe}
326   e \func{fork} o \macro{EINVAL} se \param{type} non è valido.}
327 \end{prototype}
328
329 La funzione crea una pipe, esegue una \func{fork}, ed invoca il programma
330 \param{command} attraverso la shell (in sostanza esegue \file{/bin/sh} con il
331 flag \code{-c}); l'argomento \param{type} deve essere una delle due stringhe
332 \verb|"w"| o \verb|"r"|, per indicare se la pipe sarà collegata allo standard
333 input o allo standard output del comando invocato.
334
335 La funzione restituisce il puntatore allo stream associato alla pipe creata,
336 che sarà aperto in sola lettura (e quindi associato allo standard output del
337 programma indicato) in caso si sia indicato \code{"r"}, o in sola scrittura (e
338 quindi associato allo standard input) in caso di \code{"w"}.
339
340 Lo stream restituito da \func{popen} è identico a tutti gli effetti ai file
341 stream visti in \secref{cha:files_std_interface}, anche se è collegato ad una
342 pipe e non ad un inode, e viene sempre aperto in modalità
343 \textit{fully-buffered} (vedi \secref{sec:file_buffering}); l'unica differenza
344 con gli usuali stream è che dovrà essere chiuso dalla seconda delle due nuove
345 funzioni, \func{pclose}, il cui prototipo è:
346 \begin{prototype}{stdio.h}
347 {int pclose(FILE *stream)}
348
349 Chiude il file \param{stream}, restituito da una precedente \func{popen}
350 attendendo la terminazione del processo ad essa associato.
351   
352 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
353   errore; nel quel caso il valore di \func{errno} deriva dalle sottostanti
354   chiamate.}
355 \end{prototype}
356 \noindent che oltre alla chiusura dello stream si incarica anche di attendere
357 (tramite \func{wait4}) la conclusione del processo creato dalla precedente
358 \func{popen}.
359
360 Per illustrare l'uso di queste due funzioni riprendiamo il problema
361 precedente: il programma mostrato in \figref{fig:ipc_barcodepage_code} per
362 quanto funzionante, è (volutamente) codificato in maniera piuttosto complessa,
363 inoltre nella pratica sconta un problema di \cmd{gs} che non è in
364 grado\footnote{nella versione GNU Ghostscript 6.53 (2002-02-13).} di
365 riconoscere correttamente l'encapsulated postscript, per cui deve essere usato
366 il postscript e tutte le volte viene generata una pagina intera, invece che
367 una immagine delle dimensioni corrispondenti al codice a barre.
368
369 Se si vuole generare una immagine di dimensioni appropriate si deve usare un
370 approccio diverso. Una possibilità sarebbe quella di ricorrere ad ulteriore
371 programma, \cmd{epstopsf}, per convertire in PDF un file EPS (che può essere
372 generato da \cmd{barcode} utilizzando lo switch \cmd{-E}).  Utilizzando un PDF
373 al posto di un EPS \cmd{gs} esegue la conversione rispettando le dimensioni
374 originarie del codice a barre e produce un JPEG di dimensioni corrette.
375
376 Questo approccio però non funziona, per via di una delle caratteristiche
377 principali delle pipe. Per poter effettuare la conversione di un PDF infatti è
378 necessario, per la struttura del formato, potersi spostare (con \func{lseek})
379 all'interno del file da convertire; se si esegue la conversione con \cmd{gs} su
380 un file regolare non ci sono problemi, una pipe però è rigidamente
381 sequenziale, e l'uso di \func{lseek} su di essa fallisce sempre con un errore
382 di \macro{ESPIPE}, rendendo impossibile la conversione.  Questo ci dice che in
383 generale la concatenazione di vari programmi funzionerà soltanto quando tutti
384 prevedono una lettura sequenziale del loro input.
385
386 Per questo motivo si è dovuto utilizzare un procedimento diverso, eseguendo
387 prima la conversione (sempre con \cmd{gs}) del PS in un altro formato
388 intermedio, il PPM,\footnote{il \textit{Portable PixMap file format} è un
389   formato usato spesso come formato intermedio per effettuare conversioni, è
390   infatti molto facile da manipolare, dato che usa caratteri ASCII per
391   memorizzare le immagini, anche se per questo è estremamente inefficiente.}
392 dal quale poi si può ottenere un'immagine di dimensioni corrette attraverso
393 vari programmi di manipolazione (\cmd{pnmcrop}, \cmd{pnmmargin}) che può
394 essere infine trasformata in PNG (con \cmd{pnm2png}).
395
396 In questo caso però occorre eseguire in sequenza ben quattro comandi diversi,
397 inviando l'output di ciascuno all'input del successivo, per poi ottenere il
398 risultato finale sullo standard output: un caso classico di utilizzazione
399 delle pipe, in cui l'uso di \func{popen} e \func{pclose} permette di
400 semplificare notevolmente la stesura del codice.
401
402 Nel nostro caso, dato che ciascun processo deve scrivere il suo output sullo
403 standard input del successivo, occorrerà usare \func{popen} aprendo la pipe in
404 scrittura. Il codice del nuovo programma è riportato in
405 \figref{fig:ipc_barcode_code}.  Come si può notare l'ordine di invocazione dei
406 programmi è l'inverso di quello in cui ci si aspetta che vengano
407 effettivamente eseguiti. Questo non comporta nessun problema dato che la
408 lettura su una pipe è bloccante, per cui ciascun processo, per quanto lanciato
409 per primo, si bloccherà in attesa di ricevere sullo standard input il
410 risultato dell'elaborazione del precedente, benchè quest'ultimo venga
411 invocato dopo.
412
413 \begin{figure}[!htb]
414   \footnotesize \centering
415   \begin{minipage}[c]{15cm}
416     \begin{lstlisting}{}
417 int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
418 {
419     FILE *pipe[4];
420     FILE *pipein;
421     char *cmd_string[4]={
422         "pnmtopng",
423         "pnmmargin -white 10",
424         "pnmcrop",
425         "gs -sDEVICE=ppmraw -sOutputFile=- -sNOPAUSE -q - -c showpage -c quit"
426     };  
427     char content[]="Content-type: image/png\n\n";
428     int i;
429     /* write mime-type to stout */ 
430     write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
431     /* execute chain of command */
432     for (i=0; i<4; i++) {
433         pipe[i] = popen(cmd_string[i], "w");
434         dup2(fileno(pipe[i]), STDOUT_FILENO); 
435     }
436     /* create barcode (in PS) */
437     pipein = popen("barcode", "w");
438     /* send barcode string to barcode program */
439     write(fileno(pipein), argv[1], strlen(argv[1]));
440     /* close all pipes (in reverse order) */
441     for (i=4; i==0; i--) {
442         pclose((pipe[i]));
443     }
444     exit(0);
445 }
446     \end{lstlisting}
447   \end{minipage} 
448   \normalsize 
449   \caption{Codice completo del \textit{CGI} \file{BarCode.c}.}
450   \label{fig:ipc_barcode_code}
451 \end{figure}
452
453 Nel nostro caso il primo passo (\texttt{\small 14}) è scrivere il mime-type
454 sullo standard output; a questo punto il processo padre non necessita più di
455 eseguire ulteriori operazioni sullo standard output e può tranquillamente
456 provvedere alla redirezione.
457
458 Dato che i vari programmi devono essere lanciati in successione, si è
459 approntato un ciclo (\texttt{\small 15--19}) che esegue le operazioni in
460 sequenza: prima crea una pipe (\texttt{\small 17}) per la scrittura eseguendo
461 il programma con \func{popen}, in modo che essa sia collegata allo standard
462 input, e poi redirige (\texttt{\small 18}) lo standard output su detta pipe.
463
464 In questo modo il primo processo ad essere invocato (che è l'ultimo della
465 catena) scriverà ancora sullo standard output del processo padre, ma i
466 successivi, a causa di questa redirezione, scriveranno sulla pipe associata
467 allo standard input del processo invocato nel ciclo precedente.
468
469 Alla fine tutto quello che resta da fare è lanciare (\texttt{\small 21}) il
470 primo processo della catena, che nel caso è \cmd{barcode}, e scrivere
471 (\texttt{\small 23}) la stringa del codice a barre sulla pipe, che è collegata
472 al suo standard input, infine si può eseguire (\texttt{\small 24--27}) un
473 ciclo che chiuda, nell'ordine inverso rispetto a quello in cui le si sono
474 create, tutte le pipe create con \func{pclose}.
475
476
477 \subsection{Le \textit{pipe} con nome, o \textit{fifo}}
478 \label{sec:ipc_named_pipe}
479
480 Come accennato in \secref{sec:ipc_pipes} il problema delle \textit{pipe} è che
481 esse possono essere utilizzate solo da processi con un progenitore comune o
482 nella relazione padre/figlio; per superare questo problema lo standard POSIX.1
483 ha definito dei nuovi oggetti, le \textit{fifo}, che hanno le stesse
484 caratteristiche delle pipe, ma che invece di essere strutture interne del
485 kernel, visibili solo attraverso un file descriptor, sono accessibili
486 attraverso un inode che risiede sul filesystem, così che i processi le possono
487 usare senza dovere per forza essere in una relazione di \textsl{parentela}.
488
489 Utilizzando una \textit{fifo} tutti i dati passeranno, come per le pipe,
490 attraverso un apposito buffer nel kernel, senza transitare dal filesystem;
491 l'inode allocato sul filesystem serve infatti solo a fornire un punto di
492 riferimento per i processi, che permetta loro di accedere alla stessa fifo; il
493 comportamento delle funzioni di lettura e scrittura è identico a quello
494 illustrato per le pipe in \secref{sec:ipc_pipes}.
495
496 Abbiamo già visto in \secref{sec:file_mknod} le funzioni \func{mknod} e
497 \func{mkfifo} che permettono di creare una fifo; per utilizzarne una un
498 processo non avrà che da aprire il relativo file speciale o in lettura o
499 scrittura; nel primo caso sarà collegato al capo di uscita della fifo, e dovrà
500 leggere, nel secondo al capo di ingresso, e dovrà scrivere.
501
502 Il kernel crea una singola pipe per ciascuna fifo che sia stata aperta, che può
503 essere acceduta contemporaneamente da più processi, sia in lettura che in
504 scrittura. Dato che per funzionare deve essere aperta in entrambe le
505 direzioni, per una fifo di norma la funzione \func{open} si blocca se viene
506 eseguita quando l'altro capo non è aperto.
507
508 Le fifo però possono essere anche aperte in modalità \textsl{non-bloccante},
509 nel qual caso l'apertura del capo in lettura avrà successo solo quando anche
510 l'altro capo è aperto, mentre l'apertura del capo in scrittura restituirà
511 l'errore di \macro{ENXIO} fintanto che non verrà aperto il capo in lettura.
512
513 In Linux è possibile aprire le fifo anche in lettura/scrittura,\footnote{lo
514   standard POSIX lascia indefinito il comportamento in questo caso.}
515 operazione che avrà sempre successo immediato qualunque sia la modalità di
516 apertura (bloccante e non bloccante); questo può essere utilizzato per aprire
517 comunque una fifo in scrittura anche se non ci sono ancora processi il
518 lettura; è possibile anche usare la fifo all'interno di un solo processo, nel
519 qual caso però occorre stare molto attenti alla possibili
520 situazioni di stallo.\footnote{se si cerca di leggere da una fifo che non contiene dati si
521   avrà un deadlock immediato, dato che il processo si blocca e non potrà
522   quindi mai eseguire le funzioni di scrittura.}
523
524 Per la loro caratteristica di essere accessibili attraverso il filesystem, è
525 piuttosto frequente l'utilizzo di una fifo come canale di comunicazione nelle
526 situazioni un processo deve ricevere informazioni da altri. In questo caso è
527 fondamentale che le operazioni di scrittura siano atomiche; per questo si deve
528 sempre tenere presente che questo è vero soltanto fintanto che non si supera
529 il limite delle dimensioni di \macro{PIPE\_BUF} (si ricordi quanto detto in
530 \secref{sec:ipc_pipes}).
531
532 A parte il caso precedente, che resta probabilmente il più comune, Stevens
533 riporta in \cite{APUE} altre due casistiche principali per l'uso delle fifo:
534 \begin{itemize}
535 \item Da parte dei comandi di shell, per evitare la creazione di file
536   temporanei quando si devono inviare i dati di uscita di un processo
537   sull'input di parecchi altri (attraverso l'uso del comando \cmd{tee}).
538   
539 \item Come canale di comunicazione fra client ed server (il modello
540   \textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}).
541 \end{itemize}
542
543 Nel primo caso quello che si fa è creare tante fifo, da usare come standard
544 input, quanti sono i processi a cui i vogliono inviare i dati, questi ultimi
545 saranno stati posti in esecuzione ridirigendo lo standard input dalle fifo, si
546 potrà poi eseguire il processo che fornisce l'output replicando quest'ultimo,
547 con il comando \cmd{tee}, sulle varie fifo.
548
549 Il secondo caso è relativamente semplice qualora si debba comunicare con un
550 processo alla volta (nel qual caso basta usare due fifo, una per leggere ed
551 una per scrivere), le cose diventano invece molto più complesse quando si
552 vuole effettuare una comunicazione fra il server ed un numero imprecisato di
553 client; se il primo infatti può ricevere le richieste attraverso una fifo
554 ``nota'', per le risposte non si può fare altrettanto, dato che, per la
555 struttura sequenziale delle fifo, i client dovrebbero sapere, prima di
556 leggerli, quando i dati inviati sono destinati a loro.
557
558 Per risolvere questo problema, si può usare un'architettura come quella
559 illustrata in \figref{fig:ipc_fifo_server_arch} in cui i client inviano le
560 richieste al server su una fifo nota mentre le risposte vengono reinviate dal
561 server a ciascuno di essi su una fifo temporanea creata per l'occasione.
562
563 \begin{figure}[htb]
564   \centering
565   \includegraphics[height=9cm]{img/fifoserver}
566   \caption{Schema dell'utilizzo delle fifo nella realizzazione di una
567   architettura di comunicazione client/server.}
568   \label{fig:ipc_fifo_server_arch}
569 \end{figure}
570
571 Come esempio di uso questa architettura e dell'uso delle fifo, abbiamo scritto
572 un server di \textit{fortunes}, che restituisce, alle richieste di un client,
573 un detto a caso estratto da un insieme di frasi; sia il numero delle frasi
574 dell'insieme, che i file da cui esse vengono lette all'avvio, sono importabili
575 da riga di comando. Il corpo principale del server è riportato in
576 \figref{fig:ipc_fifo_server}, dove si è tralasciata la parte che tratta la
577 gestione delle opzioni a riga di comando, che effettua il settaggio delle
578 variabili \var{fortunefilename}, che indica il file da cui leggere le frasi,
579 ed \var{n}, che indica il numero di frasi tenute in memoria, ad un valore
580 diverso da quelli preimpostati. Il codice completo è nel file
581 \file{FortuneServer.c}.
582
583 \begin{figure}[!htb]
584   \footnotesize \centering
585   \begin{minipage}[c]{15cm}
586     \begin{lstlisting}{}
587 char *fifoname = "/tmp/fortune.fifo";
588 int main(int argc, char *argv[])
589 {
590 /* Variables definition */
591     int i, n = 0;
592     char *fortunefilename = "/usr/share/games/fortunes/italia";
593     char **fortune;
594     char line[80];
595     int fifo_server, fifo_client;
596     int nread;
597     ...
598     if (n==0) usage();          /* if no pool depth exit printing usage info */
599     Signal(SIGTERM, HandSIGTERM);            /* set handlers for termination */
600     Signal(SIGINT, HandSIGTERM);
601     Signal(SIGQUIT, HandSIGTERM);
602     i = FortuneParse(fortunefilename, fortune, n);          /* parse phrases */
603     if (mkfifo(fifoname, 0622)) {  /* create well known fifo if does't exist */
604         if (errno!=EEXIST) {
605             perror("Cannot create well known fifo");
606             exit(1);
607         }
608     }
609     /* open fifo two times to avoid EOF */
610     fifo_server = open(fifoname, O_RDONLY);
611     if (fifo_server < 0) {
612         perror("Cannot open read only well known fifo");
613         exit(1);
614     }
615     if (open(fifoname, O_WRONLY) < 0) {                        
616         perror("Cannot open write only well known fifo");
617         exit(1);
618     }
619     /* Main body: loop over requests */
620     while (1) {
621         nread = read(fifo_server, line, 79);                 /* read request */
622         if (nread < 0) {
623             perror("Read Error");
624             exit(1);
625         }
626         line[nread] = 0;                       /* terminate fifo name string */
627         n = random() % i;                             /* select random value */
628         fifo_client = open(line, O_WRONLY);              /* open client fifo */
629         if (fifo_client < 0) {
630             perror("Cannot open");
631             exit(1);
632         }
633         nread = write(fifo_client,                           /* write phrase */
634                       fortune[n], strlen(fortune[n])+1);
635         close(fifo_client);                             /* close client fifo */
636     }
637 }
638     \end{lstlisting}
639   \end{minipage} 
640   \normalsize 
641   \caption{Sezione principale del codice del server di \textit{fortunes}
642     basato sulle fifo.}
643   \label{fig:ipc_fifo_server}
644 \end{figure}
645
646 Il server richiede (\texttt{\small 12}) che sia stata impostata una dimensione
647 dell'insieme delle frasi non nulla, dato che l'inizializzazione del vettore
648 \var{fortune} avviene solo quando questa dimensione viene specificata, la
649 presenza di un valore nullo provoca l'uscita dal programma attraverso la
650 routine (non riportata) che ne stampa le modalità d'uso.  Dopo di che installa
651 (\texttt{\small 13--15}) la funzione che gestisce i segnali di interruzione
652 (anche questa non è riportata in \figref{fig:ipc_fifo_server}) che si limita a
653 rimuovere dal filesystem la fifo usata dal server per comunicare.
654
655 Terminata l'inizializzazione (\texttt{\small 16}) si effettua la chiamata alla
656 funzione \code{FortuneParse} che legge dal file specificato in
657 \var{fortunefilename} le prime \var{n} frasi e le memorizza (allocando
658 dinamicamente la memoria necessaria) nel vettore di puntatori \var{fortune}.
659 Anche il codice della funzione non è riportato, in quanto non direttamente
660 attinente allo scopo dell'esempio.
661
662 Il passo successivo (\texttt{\small 17--22}) è quello di creare con
663 \func{mkfifo} la fifo nota sulla quale il server ascolterà le richieste,
664 qualora si riscontri un errore il server uscirà (escludendo ovviamente il caso
665 in cui la funzione \func{mkfifo} fallisce per la precedente esistenza della
666 fifo).
667
668 Una volta che si è certi che la fifo di ascolto esiste si procede
669 (\texttt{\small 23--32}) alla sua apertura. Questo viene fatto due volte
670 per evitare di dover gestire all'interno del ciclo principale il caso in cui
671 il server è in ascolto ma non ci sono client che effettuano richieste.
672 Si ricordi infatti che quando una fifo è aperta solo dal capo in lettura,
673 l'esecuzione di \func{read} ritorna con zero byte (si ha cioè una condizione
674 di end-of-file).
675
676 Nel nostro caso la prima apertura si bloccherà fintanto che un qualunque
677 client non apre a sua volta la fifo nota in scrittura per effettuare la sua
678 richiesta. Pertanto all'inizio non ci sono probelmi, il client però, una volta
679 ricevuta la risposta, uscirà, chiudendo tutti i file aperti, compresa la fifo.
680 A questo punto il server resta (se non ci sono altri client che stanno
681 effettuando richieste) con la fifo chiusa sul lato in lettura e a questo punto
682 \func{read} non si bloccherà in attesa di input, ma ritornerà in continuazione
683 restituendo un end-of-file.\footnote{Si è usata questa tecnica per
684   compatibilità, Linux infatti supporta l'apertura delle fifo in
685   lettura/scrittura, per cui si sarebbe potuto effettuare una singola apertura
686   con \macro{O\_RDWR}, la doppia apertura comunque ha il vantaggio che non si
687   può scrivere per errore sul capo aperto in sola lettura.}
688
689 Per questo motivo, dopo aver eseguito l'apertura in lettura (\texttt{\small
690   24--28}),\footnote{di solito si effettua l'apertura del capo in lettura in
691   modalità non bloccante, per evitare il rischio di uno stallo (se nessuno
692   apre la fifo in scrittura il processo non ritornerà mai dalla \func{open})
693   che nel nostro caso non esiste, mentre è necessario potersi bloccare in
694   lettura in attesa di una richiesta.} si esegue una seconda apertura in
695 scrittura (\texttt{\small 29--32}), scartando il relativo file descriptor che
696 non sarà mai usato, ma lasciando la fifo comunque aperta anche in scrittura,
697 cosicché le successive possano bloccarsi.
698
699 A questo punto si può entrare nel ciclo principale del programma che fornisce
700 le risposte ai client (\texttt{\small 34--50}), che viene eseguito
701 indefinitamente (l'uscita del server viene effettuata inviando un segnale, in
702 modo da passare attraverso la routine di chiusura che cancella la fifo). 
703
704 Il server è progettato per accettare come richieste dai client delle stringhe
705 che contengono il nome della fifo sulla quale deve essere inviata la risposta.
706 Per cui prima (\texttt{\small 35--39}) si esegue la lettura dalla stringa di
707 richiesta dalla fifo nota (che a questo punto si bloccherà tutte le volte che
708 non ci sono richieste). Dopo di che, una volta terminata la stringa
709 (\texttt{\small 40}) e selezionato (\texttt{\small 41}) un numero casuale per
710 ricavare la frase da inviare, si procederà (\texttt{\small 42--46})
711 all'apertura della fifo per la risposta, che \texttt{\small 47--48}) poi vi
712 sarà scritta. Infine (\texttt{\small 49}) si chiude la fifo di risposta che
713 non serve più. 
714
715 Il codice del client è invece riportato in \figref{fig:ipc_fifo_client}, anche
716 in questo caso si è omessa la gestione delle opzioni e la funzione che stampa
717 a video le informazioni di utilizzo ed esce, riportando solo la sezione
718 principale del programma e le definizioni delle variabili. Il codice completo
719 è nel file \file{FortuneClient.c} dei sorgenti allegati.
720
721 \begin{figure}[!htb]
722   \footnotesize \centering
723   \begin{minipage}[c]{15cm}
724     \begin{lstlisting}{}
725 int main(int argc, char *argv[])
726 {
727 /* Variables definition */
728     int n = 0;
729     char *fortunefilename = "/tmp/fortune.fifo";
730     char line[80];
731     int fifo_server, fifo_client;
732     char fifoname[80];
733     int nread;
734     char buffer[PIPE_BUF];
735     ...
736     snprintf(fifoname, 80, "/tmp/fortune.%d", getpid());     /* compose name */
737     if (mkfifo(fifoname, 0622)) {                        /* open client fifo */
738         if (errno!=EEXIST) {
739             perror("Cannot create well known fifo");
740             exit(-1);
741         }
742     }
743     fifo_server = open(fortunefilename, O_WRONLY);       /* open server fifo */
744     if (fifo_server < 0) {
745         perror("Cannot open well known fifo");
746         exit(-1);
747     }
748     nread = write(fifo_server, fifoname, strlen(fifoname)+1);  /* write name */
749     close(fifo_server);                                 /* close server fifo */
750     fifo_client = open(fifoname, O_RDONLY);              /* open client fifo */
751     if (fifo_client < 0) {
752         perror("Cannot open well known fifo");
753         exit(-1);
754     }
755     nread = read(fifo_client, buffer, sizeof(buffer));        /* read answer */
756     printf("%s", buffer);                                   /* print fortune */
757     close(fifo_client);                                      /* close client */
758     close(fifo_server);                                      /* close server */
759     unlink(fifoname);                                  /* remove client fifo */
760 }
761     \end{lstlisting}
762   \end{minipage} 
763   \normalsize 
764   \caption{Sezione principale del codice del client di \textit{fortunes}
765     basato sulle fifo.}
766   \label{fig:ipc_fifo_client}
767 \end{figure}
768
769 La prima istruzione (\texttt{\small 12}) compone il nome della fifo che dovrà
770 essere utilizzata per ricevere la risposta dal server.  Si usa il \acr{pid}
771 del processo per essere sicuri di avere un nome univoco; dopo di che
772 (\texttt{\small 13-18}) si procede alla creazione del relativo file, uscendo
773 in caso di errore (a meno che il file non sia già presente sul filesystem).
774
775 A questo punto il client può effettuare l'interrogazione del server, per
776 questo prima si apre la fifo nota (\texttt{\small 19--23}), e poi ci si scrive
777 (\texttt{\small 24}) la stringa composta in precedenza, che contiene il nome
778 della fifo da utilizzare per la risposta. Infine si richiude la fifo del
779 server che a questo punto non serve più (\texttt{\small 25}).
780
781 Inoltrata la richiesta si può passare alla lettura della risposta; anzitutto
782 si apre (\texttt{\small 26--30}) la fifo appena creata, da cui si deve
783 riceverla, dopodiché si effettua una lettura (\texttt{\small 31})
784 nell'apposito buffer; si è supposto, come è ragionevole, che le frasi inviate
785 dal server siano sempre di dimensioni inferiori a \macro{PIPE\_BUF},
786 tralasciamo la gestione del caso in cui questo non è vero. Infine si stampa
787 (\texttt{\small 32}) a video la risposta, si chiude (\texttt{\small 33}) la
788 fifo e si cancella (\texttt{\small 34}) il relativo file.
789
790 Si noti come la fifo per la risposta sia stata aperta solo dopo aver inviato
791 la richiesta, se non si fosse fatto così si avrebbe avuto uno stallo, in
792 quanto senza la richiesta, il server non avrebbe potuto aprirne il capo in
793 scrittura e l'apertura si sarebbe bloccata indefinitamente.
794
795 Benché il nostro sistema client-server funzioni, la sua struttura è piuttosto
796 complessa e continua ad avere vari inconvenienti\footnote{lo stesso Stevens,
797   che esamina questa architettura in \cite{APUE}, nota come sia impossibile
798   per il server sapere se un client è andato in crash, con la possibilità di
799   far restare le fifo temporanee sul filesystem, di come sia necessario
800   intercettare \macro{SIGPIPE} dato che un client può terminare dopo aver
801   fatto una richiesta, ma prima che la risposta sia inviata (cosa che nel
802   nostro esempio non è stata fatta).}; in generale infatti l'interfaccia delle
803 fifo non è adatta a risolvere questo tipo di problemi, che possono essere
804 affrontati in maniera più semplice ed efficace o usando i
805 \textit{socket}\index{socket} (che tratteremo in dettaglio a partire da
806 \capref{cha:socket_intro}) o ricorrendo a meccanismi di comunicazione diversi,
807 come quelli che esamineremo in seguito.
808
809
810
811 \section{La comunicazione fra processi di System V}
812 \label{sec:ipc_sysv}
813
814 Benché le pipe e le fifo siano ancora ampiamente usate, esse scontano il
815 limite fondamentale che il meccanismo di comunicazione che forniscono è
816 rigidamente sequenziale: una situazione in cui un processo scrive qualcosa che
817 molti altri devono poter leggere non può essere implementata con una pipe.
818
819 Per questo nello sviluppo di System V vennero introdotti una serie di nuovi
820 oggetti per la comunicazione fra processi ed una nuova interfaccia di
821 programmazione, che fossero in grado di garantire una maggiore flessibilità.
822 In questa sezione esamineremo come Linux supporta quello che viene ormai
823 chiamato il \textsl{Sistema di comunicazione inter-processo} di System V, o
824 \textit{System V IPC (Inter-Process Comunication)}.
825
826
827
828 \subsection{Considerazioni generali}
829 \label{sec:ipc_sysv_generic}
830
831 La principale caratteristica del sistema di IPC di System V è quella di essere
832 basato su oggetti permanenti che risiedono nel kernel. Questi, a differenza di
833 quanto avviene per i file descriptor, non mantengono un contatore dei
834 riferimenti, e non vengono cancellati dal sistema una volta che non sono più
835 in uso. 
836
837 Questo comporta due problemi: il primo è che, al contrario di quanto avviene
838 per pipe e fifo, la memoria allocata per questi oggetti non viene rilasciata
839 automaticamente quando nessuno li vuole più utilizzare, ed essi devono essere
840 cancellati esplicitamente, se non si vuole che restino attivi fino al riavvio
841 del sistema. Il secondo è che, dato che non c'è un contatore di riferimenti,
842 essi possono essere cancellati anche se ci sono dei processi che li stanno
843 utilizzando, con tutte le conseguenze (negative) del caso.
844
845 Gli oggetti usati nel System V IPC vengono creati direttamente dal kernel, e
846 sono accessibili solo specificando il relativo \textsl{identificatore}. Questo
847 è un numero progressivo (un po' come il \acr{pid} dei processi) che il kernel
848 assegna a ciascuno di essi quanto vengono creati (sul procedimento di
849 assegnazione torneremo in \secref{sec:ipc_sysv_id_use}). L'identificatore
850 viene restituito dalle funzioni che creano l'oggetto, ed è quindi locale al
851 processo che le ha eseguite. Dato che l'identificatore viene assegnato
852 dinamicamente dal kernel non è possibile prevedere quale sarà, ne utilizzare
853 un qualche valore statico, si pone perciò il problema di come processi diversi
854 possono accedere allo stesso oggetto.
855
856 Per risolvere il problema il kernel associa a ciascun oggetto una struttura
857 \var{ipc\_perm}; questa contiene una \textsl{chiave}, identificata da una
858 variabile del tipo primitivo \type{key\_t}, che viene specificata in fase di
859 creazione e tramite la quale è possibile ricavare l'identificatore. La
860 struttura, la cui definizione è riportata in \figref{fig:ipc_ipc_perm},
861 contiene anche le varie proprietà associate all'oggetto. 
862
863 \begin{figure}[!htb]
864   \footnotesize \centering
865   \begin{minipage}[c]{15cm}
866     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm ]{}
867 struct ipc_perm
868 {
869     key_t key;                        /* Key.  */
870     uid_t uid;                        /* Owner's user ID.  */
871     gid_t gid;                        /* Owner's group ID.  */
872     uid_t cuid;                       /* Creator's user ID.  */
873     gid_t cgid;                       /* Creator's group ID.  */
874     unsigned short int mode;          /* Read/write permission.  */
875     unsigned short int seq;           /* Sequence number.  */
876 };
877     \end{lstlisting}
878   \end{minipage} 
879   \normalsize 
880   \caption{La struttura \var{ipc\_perm}, come definita in \file{sys/ipc.h}.} 
881   \label{fig:ipc_ipc_perm}
882 \end{figure}
883
884 Usando la stessa chiave due processi diversi possono ricavare l'identificatore
885 associato ad un oggetto ed accedervi. Il problema che sorge a questo punto è
886 come devono fare per accordarsi sull'uso di una stessa chiave. Se i processi
887 sono \textsl{parenti} la soluzione è relativamente semplice, in tal caso
888 infatti si può usare il valore speciale \texttt{IPC\_PRIVATE} per creare un
889 nuovo oggetto nel processo padre, l'identificatore così ottenuto sarà
890 disponibile in tutti i figli, e potrà essere passato come parametro attraverso
891 una \func{exec}.
892
893 Però quando i processi non sono \textsl{parenti} (come capita tutte le volte
894 che si ha a che fare con un sistema client-server) tutto questo non è
895 possibile; si potrebbe comunque salvare l'identificatore su un file noto, ma
896 questo ovviamente comporta lo svantaggio di doverselo andare a rileggere.  Una
897 alternativa più efficace è quella che i programmi usino un valore comune per
898 la chiave (che ad esempio può essere dichiarato in un header comune), ma c'è
899 sempre il rischio che questa chiave possa essere stata già utilizzata da
900 qualcun altro.  Dato che non esiste una convenzione su come assegnare queste
901 chiavi in maniera univoca l'interfaccia mette a disposizione una funzione,
902 \func{ftok}, che permette di ottenere una chiave specificando il nome di un
903 file ed un numero di versione; il suo prototipo è:
904 \begin{functions}
905   \headdecl{sys/types.h} 
906   \headdecl{sys/ipc.h} 
907   
908   \funcdecl{key\_t ftok(const char *pathname, int proj\_id)}
909   
910   Restituisce una chiave per identificare un oggetto del System V IPC.
911   
912   \bodydesc{La funzione restituisce la chiave in caso di successo e -1
913   altrimenti, nel qual caso \var{errno} viene settata ad uno dei possibili
914   codici di errore di \func{stat}.}
915 \end{functions}
916
917 La funzione determina un valore della chiave sulla base di \param{pathname},
918 che deve specificare il pathname di un file effettivamente esistente e di un
919 numero di progetto \param{proj\_id)}, che di norma viene specificato come
920 carattere, dato che ne vengono utilizzati solo gli 8 bit meno
921 significativi.\footnote{nelle libc4 e libc5, come avviene in SunOS,
922   l'argomento \param{proj\_id} è dichiarato tipo \ctyp{char}, le \acr{glibc}
923   usano il prototipo specificato da XPG4, ma vengono lo stesso utilizzati gli
924   8 bit meno significativi.}
925
926 Il problema è che anche così non c'è la sicurezza che il valore della chiave
927 sia univoco, infatti esso è costruito combinando il byte di \param{proj\_id)}
928 con i 16 bit meno significativi dell'inode del file \param{pathname} (che
929 vengono ottenuti attraverso \func{stat}, da cui derivano i possibili errori),
930 e gli 8 bit meno significativi del numero del dispositivo su cui è il file.
931 Diventa perciò relativamente facile ottenere delle collisioni, specie se i
932 file sono su dispositivi con lo stesso \textit{minor number}, come
933 \file{/dev/hda1} e \file{/dev/sda1}.
934
935 In genere quello che si fa è utilizzare un file comune usato dai programmi che
936 devono comunicare (ad esempio un haeder comune, o uno dei programmi che devono
937 usare l'oggetto in questione), utilizzando il numero di progetto per ottenere
938 le chiavi che interessano. In ogni caso occorre sempre controllare, prima di
939 creare un oggetto, che la chiave non sia già stata utilizzata. Se questo va
940 bene in fase di creazione, le cose possono complicarsi per i programmi che
941 devono solo accedere, in quanto, a parte gli eventuali controlli sugli altri
942 attributi di \var{ipc\_perm}, non esiste una modalità semplice per essere
943 sicuri che l'oggetto associato ad una certa chiave sia stato effettivamente
944 creato da chi ci si aspetta.
945
946 Questo è, insieme al fatto che gli oggetti sono permanenti e non mantengono un
947 contatore di riferimenti per la cancellazione automatica, il principale
948 problema del sistema di IPC di System V. Non esiste infatti una modalità
949 chiara per identificare un oggetto, come sarebbe stato se lo si fosse
950 associato ad in file, e tutta l'interfaccia è inutilmente complessa.  Per
951 questo ne è stata effettuata una revisione completa nello standard POSIX.1b,
952 che tratteremo in \secref{sec:ipc_posix}.
953
954
955 \subsection{Il controllo di accesso}
956 \label{sec:ipc_sysv_access_control}
957
958 Oltre alle chiavi, abbiamo visto che ad ogni oggetto sono associate in
959 \var{ipc\_perm} ulteriori informazioni, come gli identificatori del creatore
960 (nei campi \var{cuid} e \var{cgid}) e del proprietario (nei campi \var{uid} e
961 \var{gid}) dello stesso, e un insieme di permessi (nel campo \var{mode}). In
962 questo modo è possibile definire un controllo di accesso sugli oggetti di IPC,
963 simile a quello che si ha per i file (vedi \secref{sec:file_perm_overview}).
964
965 Benché questo controllo di accesso sia molto simile a quello dei file, restano
966 delle importanti differenze. La prima è che il permesso di esecuzione non
967 esiste (e se specificato viene ignorato), per cui si può parlare solo di
968 permessi di lettura e scrittura (nel caso dei semafori poi quest'ultimo è più
969 propriamente un permesso di modifica). I valori di \var{mode} sono gli stessi
970 ed hanno lo stesso significato di quelli riportati in
971 \secref{tab:file_mode_flags}\footnote{se però si vogliono usare le costanti
972   simboliche ivi definite occorrerà includere il file \file{sys/stat.h},
973   alcuni sistemi definiscono le costanti \macro{MSG\_R} (\texttt{0400}) e
974   \macro{MSG\_W} (\texttt{0200}) per indicare i permessi base di lettura e
975   scrittura per il proprietario, da utilizzare, con gli opportuni shift, pure
976   per il gruppo e gli altri, in Linux, visto la loro scarsa utilità, queste
977   costanti non sono definite.} e come per i file definiscono gli accessi per
978 il proprietario, il suo gruppo e tutti gli altri.
979
980 Quando l'oggetto viene creato i campi \var{cuid} e \var{uid} di
981 \var{ipc\_perm} ed i campi \var{cgid} e \var{gid} vengono settati
982 rispettivamente al valore dell'userid e del groupid effettivo del processo che
983 ha chiamato la funzione, ma, mentre i campi \var{uid} e \var{gid} possono
984 essere cambiati, i campi \var{cuid} e \var{cgid} restano sempre gli stessi.
985
986 Il controllo di accesso è effettuato a due livelli. Il primo livello è nelle
987 funzioni che richiedono l'identificatore di un oggetto data la chiave. Queste
988 specificano tutte un argomento \param{flag}, in tal caso quando viene
989 effettuata la ricerca di una chiave, qualora \param{flag} specifichi dei
990 permessi, questi vengono controllati e l'identificatore viene restituito solo
991 se corrispondono a quelli dell'oggetto. Se ci sono dei permessi non presenti
992 in \var{mode} l'accesso sarà negato. Questo controllo però è di utilità
993 indicativa, dato che è sempre possibile specificare per \param{flag} un valore
994 nullo, nel qual caso l'identificatore sarà restituito comunque.
995
996 Il secondo livello di controllo è quello delle varie funzioni che accedono
997 direttamente (in lettura o scrittura) all'oggetto. In tal caso lo schema dei
998 controlli è simile a quello dei file, ed avviene secondo questa sequenza:
999 \begin{itemize}
1000 \item se il processo ha i privilegi di amministratore l'accesso è sempre
1001   consentito. 
1002 \item se l'userid effettivo del processo corrisponde o al valore del campo
1003   \var{cuid} o a quello del campo \var{uid} ed il permesso per il proprietario
1004   in \var{mode} è appropriato\footnote{per appropriato si intende che è
1005     settato il permesso di scrittura per le operazioni di scrittura e quello
1006     di lettura per le operazioni di lettura.} l'accesso è consentito.
1007 \item se il groupid effettivo del processo corrisponde o al
1008   valore del campo \var{cgid} o a quello del campo \var{gid} ed il permesso
1009   per il gruppo in \var{mode} è appropriato l'accesso è consentito.
1010 \item se il permesso per gli altri è appropriato l'accesso è consentito.
1011 \end{itemize}
1012 solo se tutti i controlli elencati falliscono l'accesso è negato. Si noti che
1013 a differenza di quanto avviene per i permessi dei file, fallire in uno dei
1014 passi elencati non comporta il fallimento dell'accesso. Un'ulteriore
1015 differenza rispetto a quanto avviene per i file è che per gli oggetti di IPC
1016 il valore di \var{umask} (si ricordi quanto esposto in
1017 \secref{sec:file_umask}) non ha alcun significato.
1018
1019
1020 \subsection{Gli identificatori ed il loro utilizzo}
1021 \label{sec:ipc_sysv_id_use}
1022
1023 L'unico campo di \var{ipc\_perm} del quale non abbiamo ancora parlato è
1024 \var{seq}, che in \figref{fig:ipc_ipc_perm} è qualificato con un criptico
1025 ``\textsl{numero di sequenza}'', ne parliamo adesso dato che esso è
1026 strettamente attinente alle modalità con cui il kernel assegna gli
1027 identificatori degli oggetti del sistema di IPC.
1028
1029 Quando il sistema si avvia, alla creazione di ogni nuovo oggetto di IPC viene
1030 assegnato un numero progressivo, pari al numero di oggetti di quel tipo
1031 esistenti. Se il comportamento fosse sempre questo sarebbe identico a quello
1032 usato nell'assegnazione dei file descriptor nei processi, ed i valori degli
1033 identificatori tenderebbero ad essere riutilizzati spesso e restare di piccole
1034 dimensioni (inferiori al numero massimo di oggetti disponibili).
1035
1036 Questo va benissimo nel caso dei file descriptor, che sono locali ad un
1037 processo, ma qui il comportamento varrebbe per tutto il sistema, e per
1038 processi del tutto scorrelati fra loro. Così si potrebbero avere situazioni
1039 come quella in cui un server esce e cancella le sue code di messaggi, ed il
1040 relativo identificatore viene immediatamente assegnato a quelle di un altro
1041 server partito subito dopo, con la possibilità che i client del primo non
1042 facciano in tempo ad accorgersi dell'avvenuto, e finiscano con l'interagire
1043 con gli oggetti del secondo, con conseguenze imprevedibili.
1044
1045 Proprio per evitare questo tipo di situazioni il sistema usa il valore di
1046 \var{req} per provvedere un meccanismo che porti gli identificatori ad
1047 assumere tutti i valori possibili, rendendo molto più lungo il periodo in cui
1048 un identificatore può venire riutilizzato.
1049
1050 Il sistema dispone sempre di un numero fisso di oggetti di IPC,\footnote{fino
1051   al kernel 2.2.x questi valori, definiti dalle costanti \macro{MSGMNI},
1052   \macro{SEMMNI} e \macro{SHMMNI}, potevano essere cambiati (come tutti gli
1053   altri limiti relativi al \textit{System V IPC}) solo con una ricompilazione
1054   del kernel, andando a modificarne la definizione nei relativi haeder file.
1055   A partire dal kernel 2.4.x è possibile cambiare questi valori a sistema
1056   attivo scrivendo sui file \file{shmmni}, \file{msgmni} e \file{sem} di
1057   \file{/proc/sys/kernel} o con l'uso di \texttt{syscntl}.} e per ciascuno di
1058 essi viene mantenuto in \var{seq} un numero di sequenza progressivo che viene
1059 incrementato di uno ogni volta che l'oggetto viene cancellato. Quando
1060 l'oggetto viene creato usando uno spazio che era già stato utilizzato in
1061 precedenza per restituire l'identificatore al numero di oggetti presenti viene
1062 sommato il valore di \var{seq} moltiplicato per il numero massimo di oggetti
1063 di quel tipo,\footnote{questo vale fino ai kernel della serie 2.2.x, dalla
1064   serie 2.4.x viene usato lo stesso fattore per tutti gli oggetti, esso è dato
1065   dalla costante \macro{IPCMNI}, definita in \file{include/linux/ipc.h}, che
1066   indica il limite massimo per il numero di tutti oggetti di IPC, ed il cui
1067   valore è 32768.}  si evita così il riutilizzo degli stessi numeri, e si fa
1068 sì che l'identificatore assuma tutti i valori possibili.
1069
1070 \begin{figure}[!htb]
1071   \footnotesize \centering
1072   \begin{minipage}[c]{15cm}
1073     \begin{lstlisting}{}
1074 int main(int argc, char *argv[])
1075 {
1076     ...
1077     switch (type) {
1078     case 'q':   /* Message Queue */
1079         debug("Message Queue Try\n");
1080         for (i=0; i<n; i++) {
1081             id = msgget(IPC_PRIVATE, IPC_CREAT|0666);
1082             printf("Identifier Value %d \n", id);
1083             msgctl(id, IPC_RMID, NULL);
1084         }
1085         break;
1086     case 's':   /* Semaphore */
1087         debug("Semaphore\n");
1088         for (i=0; i<n; i++) {
1089             id = semget(IPC_PRIVATE, 1, IPC_CREAT|0666);
1090             printf("Identifier Value %d \n", id);
1091             semctl(id, 0, IPC_RMID);
1092         }
1093         break;
1094     case 'm':   /* Shared Memory */
1095         debug("Shared Memory\n");
1096         for (i=0; i<n; i++) {
1097             id = shmget(IPC_PRIVATE, 1000, IPC_CREAT|0666);
1098             printf("Identifier Value %d \n", id);
1099             shmctl(id, IPC_RMID, NULL);
1100         }
1101         break;
1102     default:    /* should not reached */
1103         return -1;
1104     }
1105     return 0;
1106 }
1107     \end{lstlisting}
1108   \end{minipage} 
1109   \normalsize 
1110   \caption{Sezione principale del programma di test per l'assegnazione degli
1111     identificatori degli oggetti di IPC \file{IPCTestId.c}.}
1112   \label{fig:ipc_sysv_idtest}
1113 \end{figure}
1114
1115 In \figref{fig:ipc_sysv_idtest} è riportato il codice di un semplice programma
1116 di test che si limita a creare un oggetto (specificato a riga di comando),
1117 stamparne il numero di identificatore e cancellarlo per un numero specificato
1118 di volte. Al solito non si è riportato il codice della gestione delle opzioni
1119 a riga di comando, che permette di specificare quante volte effettuare il
1120 ciclo \var{n}, e su quale tipo di oggetto eseguirlo.
1121
1122 La figura non riporta il codice di selezione delle opzioni, che permette di
1123 inizializzare i valori delle variabili \var{type} al tipo di oggetto voluto, e
1124 \var{n} al numero di volte che si vuole effettuare il ciclo di creazione,
1125 stampa, cancellazione. I valori di default sono per l'uso delle code di
1126 messaggi e un ciclo di 5 volte. Se si lancia il comando si otterrà qualcosa
1127 del tipo:
1128 \begin{verbatim}
1129 piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
1130 Identifier Value 0 
1131 Identifier Value 32768 
1132 Identifier Value 65536 
1133 Identifier Value 98304 
1134 Identifier Value 131072 
1135 \end{verbatim}%$
1136 il che ci mostra che abbiamo un kernel della serie 2.4.x nel quale non avevamo
1137 ancora usato nessuna coda di messaggi. Se ripetiamo il comando otterremo
1138 ancora:
1139 \begin{verbatim}
1140 [piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
1141 Identifier Value 163840 
1142 Identifier Value 196608 
1143 Identifier Value 229376 
1144 Identifier Value 262144 
1145 Identifier Value 294912 
1146 \end{verbatim}%$
1147 che ci mostra come il valore di \var{seq} sia in effetti una quantità
1148 mantenuta staticamente all'interno del sistema.
1149
1150
1151 \subsection{Code di messaggi}
1152 \label{sec:ipc_sysv_mq}
1153
1154 Il primo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello delle code di
1155 messaggi.  Le code di messaggi sono oggetti analoghi alle pipe o alle fifo,
1156 anche se la loro struttura è diversa. La funzione che permette di ottenerne
1157 una è \func{msgget} ed il suo prototipo è:
1158 \begin{functions}
1159   \headdecl{sys/types.h} 
1160   \headdecl{sys/ipc.h} 
1161   \headdecl{sys/msg.h} 
1162   
1163   \funcdecl{int msgget(key\_t key, int flag)}
1164   
1165   Restituisce l'identificatore di una cosa di messaggi.
1166   
1167   \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
1168     in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato ad uno dei
1169     valori: 
1170   \begin{errlist}
1171   \item[\macro{EACCES}] Il processo chiamante non ha i privilegi per accedere
1172   alla coda richiesta.  
1173   \item[\macro{EEXIST}] Si è richiesta la creazione di una coda che già
1174   esiste, ma erano specificati sia \macro{IPC\_CREAT} che \macro{IPC\_EXCL}. 
1175   \item[\macro{EIDRM}] La coda richiesta è marcata per essere cancellata.
1176   \item[\macro{ENOENT}] Si è cercato di ottenere l'identificatore di una coda
1177     di messaggi specificando una chiave che non esiste e \macro{IPC\_CREAT}
1178     non era specificato.
1179   \item[\macro{ENOSPC}] Si è cercato di creare una coda di messaggi quando è
1180     stato il limite massimo del sistema.
1181   \end{errlist}
1182   ed inoltre \macro{ENOMEM}.
1183 }
1184 \end{functions}
1185
1186 Le funzione (come le analoghe che si usano per gli altri oggetti) serve sia a
1187 ottenere l'identificatore di una coda di messaggi esistente, che a crearne una
1188 nuova. L'argomento \param{key} specifica la chiave che è associata
1189 all'oggetto, eccetto il caso in cui si specifichi il valore
1190 \macro{IPC\_PRIVATE}, nel qual caso la coda è creata ex-novo e non vi è
1191 associata alcuna chiave, il processo (ed i suoi eventuali figli) potranno
1192 farvi riferimento solo attraverso l'identificatore.
1193
1194 Se invece si specifica un valore diverso da \macro{IPC\_PRIVATE}\footnote{in
1195   Linux questo significa un valore diverso da zero.} l'effetto della funzione
1196 dipende dal valore di \param{flag}, se questo è nullo la funzione si limita ad
1197 effettuare una ricerca sugli oggetti esistenti, restituendo l'identificatore
1198 se trova una corrispondenza, o fallendo con un errore di \macro{ENOENT} se non
1199 esiste o di \macro{EACCESS} se si sono specificati dei permessi non validi.
1200
1201 Se invece si vuole creare una nuova coda di messaggi \param{flag} non può
1202 essere nullo e deve essere fornito come maschera binaria, impostando il bit
1203 corrispondente al valore \macro{IPC\_CREAT}. In questo caso i nove bit meno
1204 significativi di \param{flag} saranno usati come permessi per il nuovo
1205 oggetto, secondo quanto illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}.
1206 Se si imposta anche il bit corrispondente a \macro{IPC\_EXCL} la funzione avrà
1207 successo solo se l'oggetto non esiste già, fallendo con un errore di
1208 \macro{EEXIST} altrimenti.
1209
1210 Si tenga conto che l'uso di \macro{IPC\_PRIVATE} non impedisce ad altri
1211 processi di accedere alla coda (se hanno privilegi sufficienti) una volta che
1212 questi possano indovinare o ricavare (ad esempio per tentativi)
1213 l'identificatore ad essa associato. Per come sono implementati gli oggetti di
1214 IPC infatti non esiste una maniera che  garantisca l'accesso esclusivo ad una
1215 coda di messaggi.  Usare \macro{IPC\_PRIVATE} o macro{IPC\_CREAT} e
1216 \macro{IPC\_EXCL} per \param{flag} comporta solo la creazione di una nuova
1217 coda.
1218
1219 \begin{table}[htb]
1220   \footnotesize
1221   \centering
1222   \begin{tabular}[c]{|c|r|l|l|}
1223     \hline
1224     \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{File in \texttt{proc}}
1225     & \textbf{Significato} \\
1226     \hline
1227     \hline
1228     \macro{MSGMNI}&   16& \file{msgmni} & Numero massimo di code di
1229                                           messaggi. \\
1230     \macro{MSGMAX}& 8192& \file{msgmax} & Dimensione massima di un singolo
1231                                           messaggio.\\
1232     \macro{MSGMNB}&16384& \file{msgmnb} & Dimensione massima del contenuto di 
1233                                           una coda.\\
1234     \hline
1235   \end{tabular}
1236   \caption{Valori delle costanti associate ai limiti delle code di messaggi.}
1237   \label{tab:ipc_msg_limits}
1238 \end{table}
1239
1240 Le code di messaggi sono caratterizzate da tre limiti fondamentali, definiti
1241 negli header e corrispondenti alle prime tre costanti riportate in
1242 \tabref{tab:ipc_msg_limits}, come accennato però in Linux è possibile
1243 modificare questi limiti attraverso l'uso di \func{syscntl} o scrivendo nei
1244 file \file{msgmax}, \file{msgmnb} e \file{msgmni} di \file{/proc/sys/kernel/}.
1245
1246
1247 \begin{figure}[htb]
1248   \centering \includegraphics[width=15cm]{img/mqstruct}
1249   \caption{Schema della struttura di una coda messaggi.}
1250   \label{fig:ipc_mq_schema}
1251 \end{figure}
1252
1253
1254 Una coda di messaggi è costituita da una \textit{linked list};\footnote{una
1255   \textit{linked list} è una tipica struttura di dati, organizzati in una
1256   lista in cui ciascun elemento contiene un puntatore al successivo. In questo
1257   modo la struttura è veloce nell'estrazione ed immissione dei dati dalle
1258   estremità dalla lista (basta aggiungere un elemento in testa o in coda ed
1259   aggiornare un puntatore), e relativamente veloce da attraversare in ordine
1260   sequenziale (seguendo i puntatori), è invece relativamente lenta
1261   nell'accesso casuale e nella ricerca.}  i nuovi messaggi vengono inseriti in
1262 coda alla lista e vengono letti dalla cima, in \figref{fig:ipc_mq_schema} si è
1263 riportato lo schema con cui queste strutture vengono mantenute dal
1264 kernel.\footnote{lo schema illustrato in figura è in realtà una semplificazione
1265   di quanto usato fino ai kernel della serie 2.2.x, nei kernel della serie
1266   2.4.x la gestione è effettuata in maniera diversa; ma esso illustra comunque
1267   in maniera adeguata i principi di funzionamento delle code di messaggi.}
1268
1269 \begin{figure}[!htb]
1270   \footnotesize \centering
1271   \begin{minipage}[c]{15cm}
1272     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1273 struct msqid_ds {
1274     struct ipc_perm msg_perm;     /* structure for operation permission */
1275     time_t msg_stime;             /* time of last msgsnd command */
1276     time_t msg_rtime;             /* time of last msgrcv command */
1277     time_t msg_ctime;             /* time of last change */
1278     msgqnum_t msg_qnum;           /* number of messages currently on queue */
1279     msglen_t msg_qbytes;          /* max number of bytes allowed on queue */
1280     pid_t msg_lspid;              /* pid of last msgsnd() */
1281     pid_t msg_lrpid;              /* pid of last msgrcv() */
1282     struct msg *msg_first;        /* first message on queue, unused  */
1283     struct msg *msg_last;         /* last message in queue, unused */
1284     unsigned long int msg_cbytes; /* current number of bytes on queue */
1285 };
1286     \end{lstlisting}
1287   \end{minipage} 
1288   \normalsize 
1289   \caption{La struttura \var{msgid\_ds}, associata a ciascuna coda di
1290     messaggi.}
1291   \label{fig:ipc_msgid_sd}
1292 \end{figure}
1293
1294 A ciascuna coda è associata una struttura \var{msgid\_ds}, la cui definizione
1295 è riportata in \secref{fig:ipc_msgid_sd}, il significato dei vari campi è
1296 riportato nella figura. In questa struttura il kernel\footnote{come accennato
1297   questo vale fino ai kernel della serie 2.2.x, essa viene usata nei kernel
1298   della serie 2.4.x solo per compatibilità in quanto è quella restituita dalle
1299   funzioni dell'interfaccia.  In \figref{fig:ipc_msgid_sd} sono elencati i
1300   campi significativi definiti in \file{sys/msg.h}, a cui si sono aggiunti gli
1301   ultimi tre campi che sono previsti dalla implementazione originale di System
1302   V, ma non dallo standard Unix98.}  mantiene le principali informazioni
1303 riguardo lo stato corrente della coda.  Quando si crea una nuova coda con
1304 \func{msgget} questa struttura viene inizializzata, in particolare il campo
1305 \var{msg\_perm} viene inizializzato come illustrato in
1306 \secref{sec:ipc_sysv_access_control}, per quanto riguarda gli altri campi
1307 invece:
1308 \begin{itemize}
1309 \item il campo \var{msg\_qnum}, che esprime il numero di messaggi presenti
1310   sulla coda, viene inizializzato a 0.
1311 \item i campi \var{msg\_lspid} e \var{msg\_lrpid}, che esprimono
1312   rispettivamente il \acr{pid} dell'ultimo processo che ha inviato o ricevuto
1313   un messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
1314 \item i campi \var{msg\_stime} e \var{msg\_rtime}, che esprimono
1315   rispettivamente il tempo in cui è stato inviato o ricevuto l'ultimo
1316   messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
1317 \item il campo \var{msg\_ctime} viene inizializzato al tempo corrente.
1318 \item il campo \var{msg\_qbytes} viene inizializzato al valore preimpostato
1319   del sistema (\macro{MSGMNB}).
1320 \item i campi \var{msg\_first} e \var{msg\_last} che esprimono l'indirizzo del
1321   primo e ultimo messaggio sono inizializzati a \macro{NULL} e
1322   \var{msg\_cbytes}, che esprime la dimensione in byte dei messaggi presenti è
1323   inizializzato a zero. Questi campi sono ad uso interno dell'implementazione
1324   e non devono essere utilizzati da programmi in user space).
1325 \end{itemize}
1326
1327 Una volta creata una coda di messaggi le operazioni di controllo vengono
1328 effettuate con la funzione \func{msgctl}, che (come le analoghe \func{semctl}
1329 e \func{shmctl}) fa le veci di quello che \func{ioctl} è per i file; il suo
1330 prototipo è:
1331 \begin{functions}
1332   \headdecl{sys/types.h} 
1333   \headdecl{sys/ipc.h} 
1334   \headdecl{sys/msg.h} 
1335   
1336   \funcdecl{int msgctl(int msqid, int cmd, struct msqid\_ds *buf)}
1337   
1338   Esegue l'operazione specificata da \param{cmd} sulla coda \param{msqid}.
1339   
1340   \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo o -1 in caso di
1341     errore, nel qual caso \var{errno} viene settato a:
1342   \begin{errlist}
1343   \item[\macro{EACCES}] Si è richiesto \macro{IPC\_STAT} ma processo chiamante
1344     non ha i privilegi di lettura sulla coda.
1345   \item[\macro{EIDRM}] La coda richiesta è marcata per essere cancellata.
1346   \item[\macro{EPERM}] Si è richiesto \macro{IPC\_SET} o \macro{IPC\_RMID} ma
1347     il processo non ha i privilegi, o si è richiesto di aumentare il valore di
1348     \var{msg\_qbytes} oltre il limite \macro{MSGMNB} senza essere
1349     amministratore.
1350   \end{errlist}
1351   ed inoltre \macro{EFAULT} ed \macro{EINVAL}.
1352 }
1353 \end{functions}
1354
1355 La funzione permette di accedere ai valori della struttura \var{msqid\_ds},
1356 mantenuta all'indirizzo \param{buf}, per la coda specificata
1357 dall'identificatore \param{msqid}. Il comportamento della funzione dipende dal
1358 valore dell'argomento \param{cmd}, che specifica il tipo di azione da
1359 eseguire; i valori possibili sono:
1360 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
1361 \item[\macro{IPC\_STAT}] Legge le informazioni riguardo la coda nella
1362   struttura indicata da \param{buf}. Occorre avere il permesso di lettura
1363   sulla coda.
1364 \item[\macro{IPC\_RMID}] Rimuove la coda, cancellando tutti i dati, con
1365   effetto immediato. Tutti i processi che cercheranno di accedere alla coda
1366   riceveranno un errore di \macro{EIDRM}, e tutti processi in attesa su
1367   funzioni di di lettura o di scrittura sulla coda saranno svegliati ricevendo
1368   il medesimo errore. Questo comando può essere eseguito solo da un processo
1369   con userid effettivo corrispondente al creatore a o al proprietario della
1370   coda, o all'amministratore.
1371 \item[\macro{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
1372   della coda, ed il limite massimo sulle dimensioni del totale dei messaggi in
1373   essa contenuti (\var{msg\_qbytes}). I valori devono essere passati in una
1374   struttura \var{msqid\_ds} puntata da \param{buf}.  Per modificare i valori
1375   di \var{msg\_perm.mode}, \var{msg\_perm.uid} e \var{msg\_perm.gid} occorre
1376   essere il proprietario o il creatore della coda, oppure l'amministratore; lo
1377   stesso vale per \var{msg\_qbytes}, ma l'amministratore ha la facoltà di
1378   incrementarne il valore a limiti superiori a \macro{MSGMNB}.
1379 \end{basedescript}
1380
1381
1382 Una volta che si abbia a disposizione l'identificatore, per inviare un
1383 messaggio su una coda si utilizza la funzione \func{msgsnd}; il suo prototipo
1384 è:
1385 \begin{functions}
1386   \headdecl{sys/types.h} 
1387   \headdecl{sys/ipc.h} 
1388   \headdecl{sys/msg.h} 
1389   
1390   \funcdecl{int msgsnd(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz, int
1391     msgflg)} 
1392
1393   Invia un messaggio sulla coda \param{msqid}.
1394   
1395   \bodydesc{La funzione restituisce 0, e -1 in caso di errore, nel qual caso
1396     \var{errno} viene settata a:
1397   \begin{errlist}
1398   \item[\macro{EACCES}] Non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
1399   \item[\macro{EIDRM}] La coda è stata cancellata.
1400   \item[\macro{EAGAIN}] Il messaggio non può essere inviato perché si è
1401   superato il limite \var{msg\_qbytes} sul numero massimo di byte presenti
1402   sulla coda, e si è richiesto \macro{IPC\_NOWAIT} in \param{flag}.
1403   \item[\macro{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1404   \item[\macro{EINVAL}] Si è specificato un \param{msgid} invalido, o un
1405     valore non positivo per \param{mtype}, o un valore di \param{msgsz}
1406     maggiore di \macro{MSGMAX}.
1407   \end{errlist}
1408   ed inoltre \macro{EFAULT} ed \macro{ENOMEM}.
1409 }
1410 \end{functions}
1411
1412 La funzione inserisce il messaggio sulla coda specificata da \param{msqid}; il
1413 messaggio ha lunghezza specificata da \param{msgsz} ed è passato attraverso
1414 l'argomento \param{msgp}.  Quest'ultimo deve venire passato sempre in una
1415 forma che corrisponda alla struttura \var{msgbuf} riportata in
1416 \figref{fig:ipc_msbug}.  La dimensione massima per il testo di un messaggio
1417 non può comunque superare il limite \macro{MSGMAX}.
1418
1419 La struttura di \figref{fig:ipc_msbug} comunque è solo un modello, tanto che
1420 la definizione contenuta in \file{sys/msg.h} usa esplicitamente per il secondo
1421 campo il valore \code{mtext[1]}, che non è di nessuna utilità ai fini pratici.
1422 La sola cosa che conta è che abbia come primo membro un campo \var{mtype},
1423 come nell'esempio; esso infatti serve ad identificare il tipo di messaggio e
1424 deve essere sempre specificato come intero positivo.  Il campo \var{mtext}
1425 invece può essere di qualsiasi tipo e dimensione, e deve contenere il testo
1426 del messaggio.
1427
1428 In generale pertanto per inviare un messaggio con \func{msgsnd} si usa
1429 ridefinire una struttura simile a quella di \figref{fig:ipc_msbug}, adattando
1430 alle proprie esigenze il campo \var{mtype}, (o ridefinendo come si vuole il
1431 corpo del messaggio, anche con più campi o con strutture più complesse) avendo
1432 però la cura di mantenere nel primo campo un valore di tipo \ctyp{long} che ne
1433 indica il tipo.
1434
1435 Si tenga presente che la lunghezza che deve essere indicata in questo
1436 argomento è solo quella del messaggio, non quella di tutta la struttura, se
1437 cioè \var{message} è una propria struttura che si passa alla funzione,
1438 \param{msgsz} dovrà essere uguale a \code{sizeof(message)-sizeof(long)}, (se
1439 consideriamo il caso dell'esempio in \figref{fig:ipc_msbug}, \param{msgsz}
1440 dovrà essere pari a \macro{LENGHT}).
1441
1442 \begin{figure}[!htb]
1443   \footnotesize \centering
1444   \begin{minipage}[c]{15cm}
1445     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1446     struct msgbuf {
1447          long mtype;          /* message type, must be > 0 */
1448          char mtext[LENGTH];  /* message data */
1449     };
1450     \end{lstlisting}
1451   \end{minipage} 
1452   \normalsize 
1453   \caption{Schema della struttura \var{msgbug}, da utilizzare come argomento
1454     per inviare/ricevere messaggi.}
1455   \label{fig:ipc_msbug}
1456 \end{figure}
1457
1458 Per capire meglio il funzionamento della funzione riprendiamo in
1459 considerazione la struttura della coda illustrata in
1460 \secref{fig:ipc_mq_schema}. Alla chiamata di \func{msgsnd} il nuovo messaggio
1461 sarà aggiunto in fondo alla lista inserendo una nuova struttura \var{msg}, il
1462 puntatore \var{msg\_last} di \var{msqid\_ds} verrà aggiornato, come pure il
1463 puntatore al messaggio successivo per quello che era il precedente ultimo
1464 messaggio; il valore di \var{mtype} verrà mantenuto in \var{msg\_type} ed il
1465 valore di \param{msgsz} in \var{msg\_ts}; il testo del messaggio sarà copiato
1466 all'indirizzo specificato da \var{msg\_spot}.
1467
1468 Il valore dell'argomento \param{flag} permette di specificare il comportamento
1469 della funzione. Di norma, quando si specifica un valore nullo, la funzione
1470 ritorna immediatamente a meno che si sia ecceduto il valore di
1471 \var{msg\_qbytes}, o il limite di sistema sul numero di messaggi, nel qual
1472 caso si blocca mandando il processo in stato di \textit{sleep}.  Se si
1473 specifica per \param{flag} il valore \macro{IPC\_NOWAIT} la funzione opera in
1474 modalità non bloccante, ed in questi casi ritorna immediatamente con un errore
1475 di \macro{EAGAIN}.
1476
1477 Se non si specifica \macro{IPC\_NOWAIT} la funzione resterà bloccata fintanto
1478 che non si liberano risorse sufficienti per poter inserire nella coda il
1479 messaggio, nel qual caso ritornerà normalmente. La funzione può ritornare, con
1480 una condizione di errore anche in due altri casi: quando la coda viene rimossa
1481 (nel qual caso si ha un errore di \macro{EIDRM}) o quando la funzione viene
1482 interrotta da un segnale (nel qual caso si ha un errore di \macro{EINTR}).
1483
1484 Una volta completato con successo l'invio del messaggio sulla coda, la
1485 funzione aggiorna i dati mantenuti in \var{msqid\_ds}, in particolare vengono
1486 modificati:
1487 \begin{itemize}
1488 \item Il valore di \var{msg\_lspid}, che viene impostato al \acr{pid} del
1489   processo chiamante.
1490 \item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene incrementato di uno.
1491 \item Il valore \var{msg\_stime}, che viene impostato al tempo corrente.
1492 \end{itemize}
1493
1494
1495 La funzione che permette di estrarre da una coda un messaggio (che sarà
1496 rimosso dalla stessa) è \func{msgrcv}; il suo prototipo è:
1497 \begin{functions}
1498   \headdecl{sys/types.h} 
1499   \headdecl{sys/ipc.h} 
1500   \headdecl{sys/msg.h} 
1501
1502   \funcdecl{ssize\_t msgrcv(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz,
1503     long msgtyp, int msgflg)}
1504   
1505   Legge un messaggio dalla coda \param{msqid}.
1506   
1507   \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte letti in caso di
1508     successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settata
1509     a:
1510   \begin{errlist}
1511   \item[\macro{EACCES}] Non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
1512   \item[\macro{EIDRM}] La coda è stata cancellata.
1513   \item[\macro{E2BIG}] Il testo del messaggio è più lungo di \param{msgsz} e
1514   non si è specificato \macro{MSG\_NOERROR} in \param{msgflg}.
1515   \item[\macro{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale mentre era
1516   in attesa di ricevere un messaggio.
1517   \item[\macro{EINVAL}] Si è specificato un \param{msgid} invalido o un valore
1518     di \param{msgsz} negativo.
1519   \end{errlist}
1520   ed inoltre \macro{EFAULT}.
1521 }
1522 \end{functions}
1523
1524 La funzione legge un messaggio dalla coda specificata scrivendolo nel buffer
1525 indicato da \param{msgp}, che avrà un formato analogo a quello di
1526 \figref{fig:ipc_msbug}. L'argomento \param{msgsz} indica la lunghezza massima
1527 del testo del messaggio (equivalente al valore del parametro \macro{LENGHT}
1528 nell'esempio di \figref{fig:ipc_msbug}).
1529
1530 Se il testo del messaggio ha lunghezza inferiore a \param{msgsz} esso viene
1531 rimosso dalla coda; in caso contrario, se \param{msgflg} è impostato a
1532 \macro{MSG\_NOERROR}, il messaggio viene troncato e la parte in eccesso viene
1533 perduta, altrimenti il messaggio non viene estratto e la funzione ritorna con
1534 un errore di \macro{E2BIG}.
1535
1536 L'argomento \param{msgtyp} permette di restringere la ricerca ad un
1537 sottoinsieme dei messaggi presenti sulla coda; la ricerca infatti è fatta con
1538 una scansione della struttura mostrata in \figref{fig:ipc_mq_schema},
1539 restituendo il primo messaggio incontrato che corrisponde ai criteri
1540 specificati (che quindi, visto che i messaggi vengono sempre inseriti dalla
1541 coda, è quello meno recente); in particolare:
1542 \begin{itemize}
1543 \item se \param{msgtyp} è 0 viene estratto il messaggio in cima alla coda, cioè
1544   quello fra i presenti che è stato inserito inserito per primo. 
1545 \item se \param{msgtyp} è positivo viene estratto il primo messaggio il cui
1546   tipo (il valore del campo \var{mtype}) corrisponde al valore di
1547   \param{msgtyp}.
1548 \item se \param{msgtyp} è negativo viene estratto il primo fra i messaggi con
1549   il tipo di valore più basso, fra tutti quelli con un tipo inferiore al
1550   valore assoluto di \param{msgtyp}.
1551 \end{itemize}
1552
1553 Il valore di \param{msgflg} permette di controllare il comportamento della
1554 funzione, esso può essere nullo o una maschera binaria composta da uno o più
1555 valori.  Oltre al precedente \macro{MSG\_NOERROR}, sono possibili altri due
1556 valori: \macro{MSG\_EXCEPT}, che permette, quando \param{msgtyp} è positivo,
1557 di leggere il primo messaggio nella coda con tipo diverso da \param{msgtyp}, e
1558 \macro{IPC\_NOWAIT} che causa il ritorno immediato della funzione quando non
1559 ci sono messaggi sulla coda.
1560
1561 Il comportamento usuale della funzione infatti, se non ci sono messaggi
1562 disponibili per la lettura, è di bloccare il processo in stato di
1563 \textit{sleep}. Nel caso però si sia specificato \macro{IPC\_NOWAIT} la
1564 funzione ritorna immediatamente con un errore \macro{ENOMSG}. Altrimenti la
1565 funzione ritorna normalmente non appena viene inserito un messaggio del tipo
1566 desiderato, oppure ritorna con errore qualora la coda sia rimossa (con
1567 \var{errno} settata a \macro{EIDRM}) o se il processo viene interrotto da un
1568 segnale (con \var{errno} settata a \macro{EINTR}).
1569
1570 Una volta completata con successo l'estrazione del messaggio dalla coda, la
1571 funzione aggiorna i dati mantenuti in \var{msqid\_ds}, in particolare vengono
1572 modificati:
1573 \begin{itemize}
1574 \item Il valore di \var{msg\_lrpid}, che viene impostato al \acr{pid} del
1575   processo chiamante.
1576 \item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene decrementato di uno.
1577 \item Il valore \var{msg\_rtime}, che viene impostato al tempo corrente.
1578 \end{itemize}
1579
1580 Come esempio dell'uso delle code di messaggi possiamo riscrivere il nostro
1581 server di \textit{fortunes} usando queste al posto delle fifo. In questo caso
1582 useremo una coda di messaggi, usando il \acr{pid} del client come valore per
1583 il tipo di messaggio, per restituire indietro le frasi ai client.
1584
1585 \subsection{Semafori}
1586 \label{sec:ipc_sysv_sem}
1587
1588 Il secondo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello dei semafori.
1589 Un semaforo è uno speciale contatore che permette di controllare l'accesso a
1590 risorse condivise. La funzione che permette di creare o ottenere
1591 l'identificatore di un insieme di semafori è \func{semget}, ed il suo prototipo
1592 è:
1593 \begin{functions}
1594   \headdecl{sys/types.h} 
1595   \headdecl{sys/ipc.h} 
1596   \headdecl{sys/sem.h} 
1597   
1598   \funcdecl{int semget(key\_t key, int nsems, int flag)}
1599   
1600   Restituisce l'identificatore di un insieme di semafori.
1601   
1602   \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
1603     in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato agli stessi
1604     valori visti per \func{msgget}.}
1605 \end{functions}
1606
1607 La funzione è del tutto analoga a \func{msgget} ed identico è l'uso degli
1608 argomenti \param{key} e \param{flag}, per cui non ripeteremo quanto detto al
1609 proposito in \secref{sec:ipc_sysv_mq}. L'argomento \param{nsems} permette di
1610 specificare quanti semafori deve contenere l'insieme qualora se ne richieda la
1611 creazione, e deve essere nullo quando si effettua una richiesta
1612 dell'identificatore di un insieme già esistente.
1613
1614 A ciascun insieme di semafori è associata una struttura \var{semid\_ds},
1615 riportata in \figref{fig:ipc_semid_sd}, come nel caso delle code di messaggi
1616 quando si crea un nuovo insieme di semafori con \func{semget} questa struttura
1617 viene inizializzata, in particolare il campo \var{sem\_perm} viene
1618 inizializzato come illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}, per
1619 quanto riguarda gli altri campi invece:
1620 \begin{itemize*}
1621 \item il campo \var{sem\_nsems}, che esprime il numero di semafori
1622   nell'insieme, viene inizializzato al valore di \param{nsems}.
1623 \item il campo \var{sem\_ctime}, che esprime il tempo di creazione
1624   dell'insieme, viene inizializzato al tempo corrente
1625 \item il campo \var{sem\_otime}, che esprime il tempo dell'ultima operazione
1626   effettuata, viene inizializzato a zero.
1627 \end{itemize*}
1628
1629 \begin{figure}[!htb]
1630   \footnotesize \centering
1631   \begin{minipage}[c]{15cm}
1632     \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1633 struct semid_ds
1634 {
1635     struct ipc_perm sem_perm;           /* operation permission struct */
1636     time_t sem_otime;                   /* last semop() time */
1637     time_t sem_ctime;                   /* last time changed by semctl() */
1638     unsigned long int sem_nsems;        /* number of semaphores in set */
1639 };
1640     \end{lstlisting}
1641   \end{minipage} 
1642   \normalsize 
1643   \caption{La struttura \var{semid\_ds}, associata a ciascun insieme di
1644     semafori.}
1645   \label{fig:ipc_semid_sd}
1646 \end{figure}
1647
1648 \begin{table}[htb]
1649   \footnotesize
1650   \centering
1651   \begin{tabular}[c]{|c|r|l|l|}
1652     \hline
1653     \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1654     \hline
1655     \hline
1656     \macro{SEMMNI}&   16& Numero massimo di insiemi di semafori. \\
1657     \macro{SEMMAX}& 8192& .\\
1658     \macro{SEMMNB}&16384& .\\
1659     \hline
1660   \end{tabular}
1661   \caption{Valori delle costanti associate ai limiti degli insiemi di
1662     semafori.} 
1663   \label{tab:ipc_sem_limits}
1664 \end{table}
1665
1666
1667
1668
1669 \subsection{Memoria condivisa}
1670 \label{sec:ipc_sysv_shm}
1671
1672 Il terzo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello della memoria
1673 condivisa. La funzione che permette di ottenerne uno è \func{shmget} ed il suo
1674 prototipo è:
1675 \begin{functions}
1676   \headdecl{sys/types.h} 
1677   \headdecl{sys/ipc.h} 
1678   \headdecl{sys/shm.h}
1679   
1680   \funcdecl{int shmget(key\_t key, int size, int flag)}
1681   
1682   Restituisce l'identificatore di una memoria condivisa.
1683   
1684   \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
1685     in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato agli stessi
1686     valori visti per \func{msgget}.}
1687 \end{functions}
1688
1689 La funzione, come \func{semget}, è del tutto analoga a \func{msgget}, ed
1690 identico è l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag}. L'argomento
1691
1692
1693
1694 \section{La comunicazione fra processi di POSIX}
1695 \label{sec:ipc_posix}
1696
1697 Lo standard POSIX.1b ha introdotto dei nuovi meccanismi di comunicazione,
1698 rifacendosi a quelli di System V, introducendo una nuova interfaccia che
1699 evitasse i principali problemi evidenziati in coda a
1700 \secref{sec:ipc_sysv_generic}.  
1701
1702
1703
1704 \subsection{Considerazioni generali}
1705 \label{sec:ipc_posix_generic}
1706
1707
1708
1709 \subsection{Code di messaggi}
1710 \label{sec:ipc_posix_mq}
1711
1712
1713 \subsection{Semafori}
1714 \label{sec:ipc_posix_sem}
1715
1716
1717 \subsection{Memoria condivisa}
1718 \label{sec:ipc_posix_shm}
1719
1720 %%% Local Variables: 
1721 %%% mode: latex
1722 %%% TeX-master: "gapil"
1723 %%% End: