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[gapil.git] / ipc.tex

\chapter{La comunicazione fra processi}
\label{cha:IPC}


Uno degli aspetti fondamentali della programmazione in un sistema unix-like è
la comunicazione fra processi. In questo capitolo affronteremo solo i
meccanismi più elementari che permettono di mettere in comunicazione processi
diversi, come quelli tradizionali che coinvolgono \textit{pipe} e
\textit{fifo} e i meccanismi di intercomunicazione di System V e quelli POSIX.

Tralasceremo invece tutte le problematiche relative alla comunicazione
attraverso la rete (e le relative interfacce) che saranno affrontate in
dettaglio in un secondo tempo.  Non affronteremo neanche meccanismi più
complessi ed evoluti come le RPC (\textit{Remote Procedure Calls}) e CORBA
(\textit{Common Object Request Brocker Architecture}) che in genere sono
implementati con un ulteriore livello sopra i meccanismi elementari.


\section{La comunicazione fra processi tradizionale}
\label{sec:ipc_unix}

Il primo meccanismo di comunicazione fra processi introdotto nei sistemi Unix,
è quello delle cosiddette \textit{pipe}; esse costituiscono una delle
caratteristiche peculiari del sistema, in particolar modo dell'interfaccia a
linea di comando. In questa sezione descriveremo le sue basi, le funzioni che
ne gestiscono l'uso e le varie forme in cui si è evoluto.


\subsection{Le \textit{pipe} standard}
\label{sec:ipc_pipes}

Le \textit{pipe} nascono sostanzialmente con Unix, e sono il primo, e tuttora
uno dei più usati, meccanismi di comunicazione fra processi. Si tratta in
sostanza di una una coppia di file descriptor\footnote{si tenga presente che
  le pipe sono oggetti creati dal kernel e non risiedono su disco.} connessi
fra di loro in modo che se quanto scrive su di uno si può rileggere
dall'altro. Si viene così a costituire un canale di comunicazione tramite i
due file descriptor, nella forma di un \textsl{tubo} (da cui il nome)
attraverso cui fluiscono i dati.

La funzione che permette di creare questa speciale coppia di file descriptor
associati ad una \textit{pipe} è appunto \func{pipe}, ed il suo prototipo è:
\begin{prototype}{unistd.h}
{int pipe(int filedes[2])} 
  
Crea una coppia di file descriptor associati ad una \textit{pipe}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
    errore, nel qual caso \var{errno} potrà assumere i valori \macro{EMFILE},
    \macro{ENFILE} e \macro{EFAULT}.}
\end{prototype}

La funzione restituisce la coppia di file descriptor nell'array
\param{filedes}; il primo è aperto in lettura ed il secondo in scrittura. Come
accennato concetto di funzionamento di una pipe è semplice: quello che si
scrive nel file descriptor aperto in scrittura viene ripresentato tale e quale
nel file descriptor aperto in lettura. I file descriptor infatti non sono
connessi a nessun file reale, ma ad un buffer nel kernel, la cui dimensione è
specificata dalla costante \macro{PIPE\_BUF}, (vedi
\secref{sec:sys_file_limits}). Lo schema di funzionamento di una pipe è
illustrato in \figref{fig:ipc_pipe_singular}, in cui sono illustrati i due
capi della pipe, associati a ciascun file descriptor, con le frecce che
indicano la direzione del flusso dei dati.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[height=5cm]{img/pipe}
  \caption{Schema della struttura di una pipe.}
  \label{fig:ipc_pipe_singular}
\end{figure}

Chiaramente creare una pipe all'interno di un singolo processo non serve a
niente; se però ricordiamo quanto esposto in \secref{sec:file_sharing}
riguardo al comportamento dei file descriptor nei processi figli, è immediato
capire come una pipe possa diventare un meccanismo di intercomunicazione. Un
processo figlio infatti condivide gli stessi file descriptor del padre,
compresi quelli associati ad una pipe (secondo la situazione illustrata in
\figref{fig:ipc_pipe_fork}). In questo modo se uno dei processi scrive su un
capo della pipe, l'altro può leggere.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[height=5cm]{img/pipefork}
  \caption{Schema dei collegamenti ad una pipe, condivisi fra processo padre e
    figlio dopo l'esecuzione \func{fork}.}
  \label{fig:ipc_pipe_fork}
\end{figure}

Tutto ciò ci mostra come sia immediato realizzare un meccanismo di
comunicazione fra processi attraverso una pipe, utilizzando le proprietà
ordinarie dei file, ma ci mostra anche qual'è il principale\footnote{Stevens
  in \cite{APUE} riporta come limite anche il fatto che la comunicazione è
  unidirezionale, ma in realtà questo è un limite facilmente superabile usando
  una coppia di pipe.} limite nell'uso delle pipe. È necessario infatti che i
processi possano condividere i file descriptor della pipe, e per questo essi
devono comunque essere \textsl{parenti} (dall'inglese \textit{siblings}), cioè
o derivare da uno stesso processo padre in cui è avvenuta la creazione della
pipe, o, più comunemente, essere nella relazione padre/figlio.

A differenza di quanto avviene con i file normali, la lettura da una pipe può
essere bloccante (qualora non siano presenti dati), inoltre se si legge da una
pipe il cui capo in scrittura è stato chiuso, si avrà la ricezione di un EOF
(vale a dire che la funzione \func{read} ritornerà restituendo 0).  Se invece
si esegue una scrittura su una pipe il cui capo in lettura non è aperto il
processo riceverà il segnale \macro{EPIPE}, e la funzione di scrittura
restituirà un errore di \macro{EPIPE} (al ritorno del manipolatore, o qualora
il segnale sia ignorato o bloccato).

La dimensione del buffer della pipe (\macro{PIPE\_BUF}) ci dà inoltre un'altra
importante informazione riguardo il comportamento delle operazioni di lettura
e scrittura su di una pipe; esse infatti sono atomiche fintanto che la
quantità di dati da scrivere non supera questa dimensione. Qualora ad esempio
si effettui una scrittura di una quantità di dati superiore l'operazione verrà
effettuata in più riprese, consentendo l'intromissione di scritture effettuate
da altri processi.


\subsection{Un esempio dell'uso delle pipe}
\label{sec:ipc_pipe_use}

Per capire meglio il funzionamento delle pipe faremo un esempio di quello che
è il loro uso più comune, analogo a quello effettuato della shell, e che
consiste nell'inviare l'output di un processo (lo standard output) sull'input
di un'altro. Realizzeremo il programma di esempio nella forma di un
\textit{CGI}\footnote{Un CGI (\textit{Common Gateway Interface}) è un
  programma che permette la creazione dinamica di un oggetto da inserire
  all'interno di una pagina HTML.}  per apache, che genera una immagine JPEG
di un codice a barre, specificato come parametro di input.

Un programma che deve essere eseguito come \textit{CGI} deve rispondere a
delle caratteristiche specifiche, esso infatti non viene lanciato da una
shell, ma dallo stesso web server, alla richiesta di una specifica URL, che di
solito ha la forma:
\begin{verbatim}
    http://www.sito.it/cgi-bin/programma?parametro
\end{verbatim}
ed il risultato dell'elaborazione deve essere presentato (con una intestazione
che ne descrive il mime-type) sullo standard output, in modo che il web-server
possa reinviarlo al browser che ha effettuato la richiesta, che in questo modo
è in grado di visualizzarlo opportunamente.

Per realizzare quanto voluto useremo in sequenza i programmi \cmd{barcode} e
\cmd{gs}, il primo infatti è in grado di generare immagini postscript di
codici a barre corrispondenti ad una qualunque stringa, mentre il secondo
serve per poter effettuare la conversione della stessa immagine in formato
JPEG. Usando una pipe potremo inviare l'output del primo sull'input del
secondo, secondo lo schema mostrato in \figref{fig:ipc_pipe_use}, in cui la
direzione del flusso dei dati è data dalle frecce continue.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[height=5cm]{img/pipeuse}
  \caption{Schema dell'uso di una pipe come mezzo di comunicazione fra
    due processi attraverso attraverso l'esecuzione una \func{fork} e la
    chiusura dei capi non utilizzati.}
  \label{fig:ipc_pipe_use}
\end{figure}

Si potrebbe obiettare che sarebbe molto più semplice salvare il risultato
intermedio su un file temporaneo. Questo però non tiene conto del fatto che un
\textit{CGI} deve poter gestire più richieste in concorrenza, e si avrebbe una
evidente race condition in caso di accesso simultaneo a detto
file.\footnote{il problema potrebbe essere superato determinando in anticipo
  un nome appropriato per il file temporaneo, che verrebbe utilizzato dai vari
  sotto-processi, e cancellato alla fine della loro esecuzione; ma a questo le
  cose non sarebbero più tanto semplici.}  L'uso di una pipe invece permette
di risolvere il problema in maniera semplice ed elegante, oltre ad essere
molto più efficiente, dato che non si deve scrivere su disco.

Il programma ci servirà anche come esempio dell'uso delle funzioni di
duplicazione dei file descriptor che abbiamo trattato in
\secref{sec:file_dup}, in particolare di \func{dup2}. È attraverso queste
funzioni infatti che è possibile dirottare gli stream standard dei processi
(che abbiamo visto in \secref{sec:file_std_descr} e
\secref{sec:file_std_stream}) sulla pipe. In \figref{fig:ipc_barcodepage_code}
abbiamo riportato il corpo del programma, il cui codice completo è disponibile
nel file \file{BarCodePage.c} che si trova nella directory dei sorgenti.


\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \begin{lstlisting}{}
int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
{
    ...
    /* create two pipes, pipein and pipeout, to handle communication */
    if ( (retval = pipe(pipein)) ) {
        WriteMess("input pipe creation error");
        exit(0);        
    }
    if ( (retval = pipe(pipeout)) ) {
        WriteMess("output pipe creation error");
        exit(0);        
    }    
    /* First fork: use child to run barcode program */
    if ( (pid = fork()) == -1) {          /* on error exit */
        WriteMess("child creation error");
        exit(0);        
    }
    /* if child */
    if (pid == 0) {
        close(pipein[1]);                /* close pipe write end  */
        dup2(pipein[0], STDIN_FILENO);   /* remap stdin to pipe read end */
        close(pipeout[0]);
        dup2(pipeout[1], STDOUT_FILENO); /* remap stdout in pipe output */
        execlp("barcode", "barcode", size, NULL);
    } 
    close(pipein[0]);                    /* close input side of input pipe */
    write(pipein[1], argv[1], strlen(argv[1]));  /* write parameter to pipe */
    close(pipein[1]);                    /* closing write end */
    waitpid(pid, NULL, 0);               /* wait child completion */
    /* Second fork: use child to run ghostscript */
    if ( (pid = fork()) == -1) {
        WriteMess("child creation error");
        exit(0);
    }
    /* second child, convert PS to JPEG  */
    if (pid == 0) {                     
        close(pipeout[1]);              /* close write end */
        dup2(pipeout[0], STDIN_FILENO); /* remap read end to stdin */
        /* send mime type */
        write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
        execlp("gs", "gs", "-q", "-sDEVICE=jpeg", "-sOutputFile=-", "-", NULL);
    }
    /* still parent */
    close(pipeout[1]); 
    waitpid(pid, NULL, 0);
    exit(0);
}
    \end{lstlisting}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{Sezione principale del codice del \textit{CGI} 
    \file{BarCodePage.c}.}
  \label{fig:ipc_barcodepage_code}
\end{figure}

La prima operazione del programma (\texttt{\small 4--12}) è quella di creare
le due pipe che serviranno per la comunicazione fra i due comandi utilizzati
per produrre il codice a barre; si ha cura di controllare la riuscita della
chiamata, inviando in caso di errore un messaggio invece dell'immagine
richiesta.\footnote{la funzione \func{WriteMess} non è riportata in
  \secref{fig:ipc_barcodepage_code}; essa si incarica semplicemente di
  formattare l'uscita alla maniera dei CGI, aggiungendo l'opportuno
  \textit{mime type}, e formattando il messaggio in HTML, in modo che
  quest'ultimo possa essere visualizzato correttamente da un browser.}

Una volta create le pipe, il programma può creare (\texttt{\small 13-17}) il
primo processo figlio, che si incaricherà (\texttt{\small 19--25}) di eseguire
\cmd{barcode}. Quest'ultimo legge dallo standard input una stringa di
caratteri, la converte nell'immagine postscript del codice a barre ad essa
corrispondente, e poi scrive il risultato direttamente sullo standard output.

Per poter utilizzare queste caratteristiche prima di eseguire \cmd{barcode} si
chiude (\texttt{\small 20}) il capo aperto in scrittura della prima pipe, e se
ne collega (\texttt{\small 21}) il capo in lettura allo standard input, usando
\func{dup2}. Si ricordi che invocando \func{dup2} il secondo file, qualora
risulti aperto, viene, come nel caso corrente, chiuso prima di effettuare la
duplicazione. Allo stesso modo, dato che \cmd{barcode} scrive l'immagine
postscript del codice a barre sullo standard output, per poter effettuare una
ulteriore redirezione il capo in lettura della seconda pipe viene chiuso
(\texttt{\small 22}) mentre il capo in scrittura viene collegato allo standard
output (\texttt{\small 23}).

In questo modo all'esecuzione (\texttt{\small 25}) di \cmd{barcode} (cui si
passa in \var{size} la dimensione della pagina per l'immagine) quest'ultimo
leggerà dalla prima pipe la stringa da codificare che gli sarà inviata dal
padre, e scriverà l'immagine postscript del codice a barre sulla seconda.

Al contempo una volta lanciato il primo figlio, il processo padre prima chiude
(\texttt{\small 26}) il capo inutilizzato della prima pipe (quello in input) e
poi scrive (\texttt{\small 27}) la stringa da convertire sul capo in output,
così che \cmd{barcode} possa riceverla dallo standard input. A questo punto
l'uso della prima pipe da parte del padre è finito ed essa può essere
definitivamente chiusa (\texttt{\small 28}), si attende poi (\texttt{\small
  29}) che l'esecuzione di \cmd{barcode} sia completata.

Alla conclusione della sua esecuzione \cmd{barcode} avrà inviato l'immagine
postscript del codice a barre sul capo in scrittura della seconda pipe; a
questo punto si può eseguire la seconda conversione, da PS a JPEG, usando il
programma \cmd{gs}. Per questo si crea (\texttt{\small 30--34}) un secondo
processo figlio, che poi (\texttt{\small 35--42}) eseguirà questo programma
leggendo l'immagine postscript creata da \cmd{barcode} dallo standard input,
per convertirla in JPEG.

Per fare tutto ciò anzitutto si chiude (\texttt{\small 37}) il capo in
scrittura della seconda pipe, e se ne collega (\texttt{\small 38}) il capo in
lettura allo standard input. Per poter formattare l'output del programma in
maniera utilizzabile da un browser, si provvede anche \texttt{\small 40}) alla
scrittura dell'apposita stringa di identificazione del mime-type in testa allo
standard output. A questo punto si può invocare \texttt{\small 41}) \cmd{gs},
provvedendo gli appositi switch che consentono di leggere il file da
convertire dallo standard input e di inviare la conversione sullo standard
output.

Per completare le operazioni il processo padre chiude (\texttt{\small 44}) il
capo in scrittura della seconda pipe, e attende la conclusione del figlio
(\texttt{\small 45}); a questo punto può (\texttt{\small 46}) uscire. Si tenga
conto che l'operazione di chiudere il capo in scrittura della seconda pipe è
necessaria, infatti, se non venisse chiusa, \cmd{gs}, che legge il suo
standard input da detta pipe, resterebbe bloccato in attesa di ulteriori dati
in ingresso (l'unico modo che un programma ha per sapere che l'input è
terminato è rilevare che lo standard input è stato chiuso), e la \func{wait}
non ritornerebbe.


\subsection{Le funzioni \func{popen} e \func{pclose}}
\label{sec:ipc_popen}

Come si è visto la modalità più comune di utilizzo di una pipe è quella di
utilizzarla per fare da tramite fra output ed input di due programmi invocati
in sequenza; per questo motivo lo standard POSIX.2 ha introdotto due funzioni
che permettono di sintetizzare queste operazioni. La prima di esse si chiama
\func{popen} ed il suo prototipo è:
\begin{prototype}{stdio.h}
{FILE *popen(const char *command, const char *type)}

Esegue il programma \param{command}, di cui, a seconda di \param{type},
restituisce, lo standard input o lo standard output nella pipe collegata allo
stream restituito come valore di ritorno.
  
\bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo dello stream associato alla pipe
  in caso di successo e \macro{NULL} per un errore, nel qual caso \var{errno}
  potrà assumere i valori relativi alle sottostanti invocazioni di \func{pipe}
  e \func{fork} o \macro{EINVAL} se \param{type} non è valido.}
\end{prototype}

La funzione crea una pipe, esegue una \func{fork}, ed invoca il programma
\param{command} attraverso la shell (in sostanza esegue \file{/bin/sh} con il
flag \code{-c}); l'argomento \param{type} deve essere una delle due stringhe
\verb|"w"| o \verb|"r"|, per indicare se la pipe sarà collegata allo standard
input o allo standard output del comando invocato.

La funzione restituisce il puntatore allo stream associato alla pipe creata,
che sarà aperto in sola lettura (e quindi associato allo standard output del
programma indicato) in caso si sia indicato \code{"r"}, o in sola scrittura (e
quindi associato allo standard input) in caso di \code{"w"}.

Lo stream restituito da \func{popen} è identico a tutti gli effetti ai file
stream visti in \secref{cha:files_std_interface}, anche se è collegato ad una
pipe e non ad un inode, e viene sempre aperto in modalità
\textit{fully-buffered} (vedi \secref{sec:file_buffering}); l'unica differenza
con gli usuali stream è che dovrà essere chiuso dalla seconda delle due nuove
funzioni, \func{pclose}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{stdio.h}
{int pclose(FILE *stream)}

Chiude il file \param{stream}, restituito da una precedente \func{popen}
attendendo la terminazione del processo ad essa associato.
  
\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
  errore; nel quel caso il valore di \func{errno} deriva dalle sottostanti
  chiamate.}
\end{prototype}
\noindent che oltre alla chiusura dello stream si incarica anche di attendere
(tramite \func{wait4}) la conclusione del processo creato dalla precedente
\func{popen}.

Per illustrare l'uso di queste due funzioni riprendiamo il problema
precedente: il programma mostrato in \figref{fig:ipc_barcodepage_code} per
quanto funzionante, è (volutamente) codificato in maniera piuttosto complessa,
inoltre nella pratica sconta un problema di \cmd{gs} che non è in
grado\footnote{nella versione GNU Ghostscript 6.53 (2002-02-13).} di
riconoscere correttamente l'encapsulated postscript, per cui deve essere usato
il postscript e tutte le volte viene generata una pagina intera, invece che
una immagine delle dimensioni corrispondenti al codice a barre.

Se si vuole generare una immagine di dimensioni appropriate si deve usare un
approccio diverso. Una possibilità sarebbe quella di ricorrere ad ulteriore
programma, \cmd{epstopsf}, per convertire in PDF un file EPS (che può essere
generato da \cmd{barcode} utilizzando lo switch \cmd{-E}).  Utilizzando un PDF
al posto di un EPS \cmd{gs} esegue la conversione rispettando le dimensioni
originarie del codice a barre e produce un JPEG di dimensioni corrette.

Questo approccio però non funziona, per via di una delle caratteristiche
principali delle pipe. Per poter effettuare la conversione di un PDF infatti è
necessario, per la struttura del formato, potersi spostare (con \func{lseek})
all'interno del file da convertire; se si eseguela conversione con \cmd{gs} su
un file regolare non ci sono problemi, una pipe però è rigidamente
sequenziale, e l'uso di \func{lseek} su di essa fallisce sempre con un errore
di \macro{ESPIPE}, rendendo impossibile la conversione.  Questo ci dice che in
generale la concatenazione di vari programmi funzionerà soltanto quando tutti
prevedono una lettura sequenziale del loro input.

Per questo motivo si è dovuto utilizzare un procedimento diverso, eseguendo
prima la conversione (sempre con \cmd{gs}) del PS in un altro formato
intermedio, il PPM,\footnote{il \textit{Portable PixMap file format} è un
  formato usato spesso come formato intermedio per effettuare conversioni, è
  infatti molto facile da manipolare, dato che usa caratteri ASCII per
  memorizzare le immagini, anche se per questo è estremamente inefficiente.}
dal quale poi si può ottenere un'immagine di dimensioni corrette attraverso
vari programmi di manipolazione (\cmd{pnmcrop}, \cmd{pnmmargin}) che può
essere infine trasformata in PNG (con \cmd{pnm2png}).

In questo caso però occorre eseguire in sequenza ben quattro comandi diversi,
inviando l'output di ciascuno all'input del successivo, per poi ottenere il
risultato finale sullo standard output: un caso classico di utilizzazione
delle pipe, in cui l'uso di \func{popen} e \func{pclose} permette di
semplificare notevolmente la stesura del codice.

Nel nostro caso, dato che ciascun processo deve scrivere il suo output sullo
standard input del successivo, occorrerà usare \func{popen} aprendo la pipe in
scrittura. Il codice del nuovo programma è riportato in
\figref{fig:ipc_barcode_code}.  Come si può notare l'ordine di invocazione dei
programmi è l'inverso di quello in cui ci si aspetta che vengano
effettivamente eseguiti. Questo non comporta nessun problema dato che la
lettura su una pipe è bloccante, per cui ciascun processo, per quanto lanciato
per primo, si bloccherà in attesa di ricevere sullo standard input il
risultato dell'elaborazione del precedente, benchè quest'ultimo venga
invocato dopo.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \begin{lstlisting}{}
int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
{
    FILE *pipe[4];
    FILE *pipein;
    char *cmd_string[4]={
        "pnmtopng",
        "pnmmargin -white 10",
        "pnmcrop",
        "gs -sDEVICE=ppmraw -sOutputFile=- -sNOPAUSE -q - -c showpage -c quit"
    };  
    char content[]="Content-type: image/png\n\n";
    int i;
    /* write mime-type to stout */ 
    write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
    /* execute chain of command */
    for (i=0; i<4; i++) {
        pipe[i] = popen(cmd_string[i], "w");
        dup2(fileno(pipe[i]), STDOUT_FILENO); 
    }
    /* create barcode (in PS) */
    pipein = popen("barcode", "w");
    /* send barcode string to barcode program */
    write(fileno(pipein), argv[1], strlen(argv[1]));
    /* close all pipes (in reverse order) */
    for (i=4; i==0; i--) {
        pclose((pipe[i]));
    }
    exit(0);
}
    \end{lstlisting}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{Codice completo del \textit{CGI} \file{BarCode.c}.}
  \label{fig:ipc_barcode_code}
\end{figure}

Nel nostro caso il primo passo (\texttt{\small 14}) è scrivere il mime-type
sullo standard output; a questo punto il processo padre non necessita più di
eseguire ulteriori operazioni sullo standard output e può tranquillamente
provvedere alla redirezione.

Dato che i vari programmi devono essere lanciati in successione, si è
approntato un ciclo (\texttt{\small 15--19}) che esegue le operazioni in
sequenza: prima crea una pipe (\texttt{\small 17}) per la scrittura eseguendo
il programma con \func{popen}, in modo che essa sia collegata allo standard
input, e poi redirige (\texttt{\small 18}) lo standard output su detta pipe.

In questo modo il primo processo ad essere invocato (che è l'ultimo della
catena) scriverà ancora sullo standard output del processo padre, ma i
successivi, a causa di questa redirezione, scriveranno sulla pipe associata
allo standard input del processo invocato nel ciclo precedente.

Alla fine tutto quello che resta da fare è lanciare (\texttt{\small 21}) il
primo processo della catena, che nel caso è \cmd{barcode}, e scrivere
(\texttt{\small 23}) la stringa del codice a barre sulla pipe, che è collegata
al suo standard input, infine si può eseguire (\texttt{\small 24--27}) un
ciclo che chiuda, nell'ordine inverso rispetto a quello in cui le si sono
create, tutte le pipe create con \func{pclose}.


\subsection{Le \textit{pipe} con nome, o \textit{fifo}}
\label{sec:ipc_named_pipe}

Come accennato in \secref{sec:ipc_pipes} il problema delle \textit{pipe} è che
esse possono essere utilizzate solo da processi con un progenitore comune o
nella relazione padre/figlio; per superare questo problema lo standard POSIX.1
ha definito dei nuovi oggetti, le \textit{fifo}, che hanno le stesse
caratteristiche delle pipe, ma che invece di essere strutture interne del
kernel, visibili solo attraverso un file descriptor, sono accessibili
attraverso un inode che risiede sul filesystem, così che i processi le possono
usare senza dovere per forza essere in una relazione di \textsl{parentela}.

Utilizzando una \textit{fifo} tutti i dati passeranno, come per le pipe,
attraverso un apposito buffer nel kernel, senza transitare dal filesystem;
l'inode allocato sul filesystem serve infatti solo a fornire un punto di
riferimento per i processi, che permetta loro di accedere alla stessa fifo; il
comportamento delle funzioni di lettura e scrittura è identico a quello
illustrato per le pipe in \secref{sec:ipc_pipes}.

Abbiamo già visto in \secref{sec:file_mknod} le funzioni \func{mknod} e
\func{mkfifo} che permettono di creare una fifo; per utilizzarne una un
processo non avrà che da aprire il relativo file speciale o in lettura o
scrittura; nel primo caso sarà collegato al capo di uscita della fifo, e dovrà
leggere, nel secondo al capo di ingresso, e dovrà scrivere.

Il kernel crea una singola pipe per ciascuna fifo che sia stata aperta, che può
essere acceduta contemporaneamente da più processi, sia in lettura che in
scrittura. Dato che per funzionare deve essere aperta in entrambe le
direzioni, per una fifo di norma la funzione \func{open} si blocca se viene
eseguita quando l'altro capo non è aperto.

Le fifo però possono essere anche aperte in modalità \textsl{non-bloccante},
nel qual caso l'apertura del capo in lettura avrà successo solo quando anche
l'altro capo è aperto, mentre l'apertura del capo in scrittura restituirà
l'errore di \macro{ENXIO} fintanto che non verrà aperto il capo in lettura.

In Linux è possibile aprire le fifo anche in lettura/scrittura,\footnote{lo
  standard POSIX lascia indefinito il comportamento in questo caso.}
operazione che avrà sempre successo immediato qualunque sia la modalità di
apertura (bloccante e non bloccante); questo può essere utilizzato per aprire
comunque una fifo in scrittura anche se non ci sono ancora processi il
lettura; è possibile anche usare la fifo all'interno di un solo processo, nel
qual caso però occorre stare molto attenti alla possibili
deadlock.\footnote{se si cerca di leggere da una fifo che non contiene dati si
  avrà un deadlock immediato, dato che il processo si blocca e non potrà
  quindi mai eseguire le funzioni di scrittura.}

Per la loro caratteristica di essere accessibili attraverso il filesystem, è
piuttosto frequente l'utilizzo di una fifo come canale di comunicazione nelle
situazioni un processo deve ricevere informazioni da altri. In questo caso è
fondamentale che le operazioni di scrittura siano atomiche; per questo si deve
sempre tenere presente che questo è vero soltanto fintanto che non si supera
il limite delle dimensioni di \macro{PIPE\_BUF} (si ricordi quanto detto in
\secref{sec:ipc_pipes}).

A parte il caso precedente, che resta probabilmente il più comune, Stevens
riporta in \cite{APUE} altre due casistiche principali per l'uso delle fifo:
\begin{itemize}
\item Da parte dei comandi di shell, per evitare la creazione di file
  temporanei quando si devono inviare i dati di uscita di un processo
  sull'input di parecchi altri (attraverso l'uso del comando \cmd{tee}).
  
\item Come canale di comunicazione fra client ed server (il modello
  \textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}).
\end{itemize}

Nel primo caso quello che si fa è creare tante fifo, da usare come standard
input, quanti sono i processi a cui i vogliono inviare i dati, questi ultimi
saranno stati posti in esecuzione ridirigendo lo standard input dalle fifo, si
potrà poi eseguire il processo che fornisce l'output replicando quest'ultimo,
con il comando \cmd{tee}, sulle varie fifo.

Il secondo caso è relativamente semplice qualora si debba comunicare con un
processo alla volta (nel qual caso basta usare due fifo, una per leggere ed
una per scrivere), le cose diventano invece molto più complesse quando si
vuole effettuare una comunicazione fra il server ed un numero imprecisato di
client; se il primo infatti può ricevere le richieste attraverso una fifo
``nota'', per le risposte non si può fare altrettanto, dato che, per la
struttura sequenziale delle fifo, i client dovrebbero sapere, prima di
leggerli, quando i dati inviati sono destinati a loro.

Per risolvere questo problema, si può usare un'architettura come quella
illustrata da Stevens in \cite{APUE}, in cui le risposte vengono inviate su
fifo temporanee identificate dal \acr{pid} dei client, ma in ogni caso il
sistema è macchinoso e continua ad avere vari inconvenienti\footnote{lo stesso
  Stevens nota come sia impossibile per il server sapere se un client è andato
  in crash, con la possibilità di far restare le fifo temporanee sul
  filesystem, come sia necessario intercettare \macro{SIGPIPE} dato che un
  client può terminare dopo aver fatto una richiesta, ma prima che la risposta
  sia inviata, e come occorra gestire il caso in cui non ci sono client attivi
  (e la lettura dalla fifo nota restituisca al serve un end-of-file.}; in
generale infatti l'interfaccia delle fifo non è adatta a risolvere questo tipo
di problemi, che possono essere affrontati in maniera più semplice ed efficace
o usando i \textit{socket}\index{socket} (che tratteremo in dettaglio a
partire da \capref{cha:socket_intro}) o ricorrendo a meccanismi di
comunicazione diversi, come quelli che esamineremo in seguito.



\section{La comunicazione fra processi di System V}
\label{sec:ipc_sysv}

Benché le pipe e le fifo siano ancora ampiamente usate, esse scontano il
limite fondamentale che il meccanismo di comunicazione che forniscono è
rigidamente sequenziale: una situazione in cui un processo scrive qualcosa che
molti altri devono poter leggere non può essere implementata con una pipe.

Per questo nello sviluppo di System V vennero introdotti una serie di nuovi
oggetti per la comunicazione fra processi ed una nuova interfaccia di
programmazione, che fossero in grado di garantire una maggiore flessibilità.
In questa sezione esamineremo come Linux supporta quello che viene ormai
chiamato il \textsl{Sistema di comunicazione inter-processo} di System V, o
\textit{System V IPC (Inter-Process Comunication)}.



\subsection{Considerazioni generali}
\label{sec:ipc_sysv_generic}

La principale caratteristica del sistema di IPC di System V è quella di essere
basato su oggetti permanenti che risiedono nel kernel. Questi, a differenza di
quanto avviene per i file descriptor, non mantengono un contatore dei
riferimenti, e non vengono cancellati dal sistema una volta che non sono più
in uso. 

Questo comporta due problemi: il primo è che, al contrario di quanto avviene
per pipe e fifo, la memoria allocata per questi oggetti non viene rilasciata
automaticamente quando nessuno li vuole più utilizzare, ed essi devono essere
cancellati esplicitamente, se non si vuole che restino attivi fino al riavvio
del sistema. Il secondo è che, dato che non c'è un contatore di riferimenti,
essi possono essere cancellati anche se ci sono dei processi che li stanno
utilizzando, con tutte le conseguenze (negative) del caso.

Gli oggetti usati nel System V IPC vengono creati direttamente dal kernel, e
sono accessibili solo specificando il relativo \textsl{identificatore}. Questo
è un numero progressivo (un po' come il \acr{pid} dei processi) che il kernel
assegna a ciascuno di essi quanto vengono creati (sul prodedimento di
assegnazione torneremo in \secref{sec:ipc_sysv_id_use}). L'identificatore
viene restituito dalle funzioni che creano l'oggetto, ed è quindi locale al
processo che le ha eseguite. Dato che l'identificatore viene assegnato
dinamicamente dal kernel non è possibile prevedere quale sarà, ne utilizzare
un qualche valore statico, si pone perciò il problema di come processi diversi
possono accedere allo stesso oggetto.

Per risolvere il problema il kernel associa a ciascun oggetto una struttura
\var{ipc\_perm}; questa contiene una \textsl{chiave}, identificata da una
variabile del tipo primitivo \type{key\_t}, che viene specificata in fase di
creazione e tramite la quale è possibile ricavare l'identificatore. La
struttura, la cui definizione è riportata in \figref{fig:ipc_ipc_perm},
contiene anche le varie proprietà associate all'oggetto. 

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm ]{}
struct ipc_perm
{
    key_t key;                        /* Key.  */
    uid_t uid;                        /* Owner's user ID.  */
    gid_t gid;                        /* Owner's group ID.  */
    uid_t cuid;                       /* Creator's user ID.  */
    gid_t cgid;                       /* Creator's group ID.  */
    unsigned short int mode;          /* Read/write permission.  */
    unsigned short int seq;           /* Sequence number.  */
};
    \end{lstlisting}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \var{ipc\_perm}, come definita in \file{sys/ipc.h}.} 
  \label{fig:ipc_ipc_perm}
\end{figure}

Usando la stessa chiave due processi diversi possono ricavare l'identificatore
associato ad un oggetto ed accedervi. Il problema che sorge a questo punto è
come devono fare per accordarsi sull'uso di una stessa chiave. Se i processi
sono \textsl{parenti} la soluzione è relativamente semplice, in tal caso
infatti si può usare il valore speciale \texttt{IPC\_PRIVATE} per creare un
nuovo oggetto nel processo padre, l'idenficatore così ottenuto sarà
disponibile in tutti i figli, e potrà essere passato come parametro attraverso
una \func{exec}.

Però quando i processi non sono \textsl{parenti} (come capita tutte le volte
che si ha a che fare con un sistema client-server) tutto questo non è
possibile; si potebbe comunque salvare l'identificatore su un file noto, ma
questo ovviamente comporta lo svantaggio di doverselo andare a rileggere.  Una
alternativa più efficace è quella che i programmi usino un valore comune per
la chiave (che ad esempio può essere dichiarato in un header comune), ma c'è
sempre il rischio che questa chiave possa essere stata già utilizzata da
qualcun altro.  Dato che non esiste una convenzione su come assegnare queste
chiavi in maniera univoca l'interfaccia mette a disposizione una funzione,
\func{ftok}, che permette di ottenere una chiave specificando il nome di un
file ed un numero di versione; il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{sys/ipc.h} 
  
  \funcdecl{key\_t ftok(const char *pathname, int proj\_id)}
  
  Restituisce una chiave per identificare un oggetto del System V IPC.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce la chiave in caso di successo e -1
  altrimenti, nel qual caso \var{errno} viene settata ad uno dei possibili
  codici di errore di \func{stat}.}
\end{functions}

La funzione determina un valore della chiave sulla base di \param{pathname},
che deve specificare il pathname di un file effettivamente esistente e di un
numero di progetto \param{proj\_id)}, che di norma viene specificato come
carattere, dato che ne vengono utilizzati solo gli 8 bit meno
significativi.\footnote{nelle libc4 e libc5, come avviene in SunOS,
  l'argomento \param{proj\_id)} è dichiarato tipo \ctyp{char}, le \acr{glibc}
  han modificato il prototipo, ma vengono lo stesso utilizzati gli 8 bit meno
  significativi.}

Il problema è che anche così non c'è la sicurezza che il valore della chiave
sia univoco, infatti esso è costruito combinando il byte di \param{proj\_id)}
con i 16 bit meno significativi dell'inode del file \param{pathname} (che
vengono ottenuti attraverso \func{stat}, da cui derivano i possibili errori),
e gli 8 bit meno significativi del numero del device su cui è il file. Diventa
perciò relativamente facile ottenere delle collisioni, specie se i file sono
su dispositivi con lo stesso \textit{minor number}, come \file{/dev/hda1} e
\file{/dev/sda1}.

In genere quello che si fa è utilizzare un file comune usato dai programmi che
devono comunicare (ad esempio un haeder, o uno dei programmi che devono usare
l'oggetto in questione), utilizzando il numero di progetto per ottere le
chiavi che interessano. In ogni caso occorre sempre controllare, prima di
creare un oggetto, che la chiave non sia già stata utilizzata. Se questo va
bene in fase di creazione, le cose possono complicarsi per i programmi che
devono solo accedere, in quanto, a parte gli eventuali controlli sugli altri
attributi di \var{ipc\_perm}, non esiste una modalità semplice per essere
sicuri della validità di una certa chiave.

Questo è, insieme al fatto che gli oggetti sono permanenti e non mantengono un
contatore di riferimenti per la cancellazione automatica, il principale
problema del sistema di IPC di System V. Non esiste infatti una modalità
chiara per identificare un oggetto, come sarebbe stato se lo si fosse
associato ad in file, e tutta l'interfaccia è inutilmente complessa.  Per
questo ne è stata effettuata una revisione completa nello standard POSIX.1b,
che tratteremo in \secref{sec:ipc_posix}.


\subsection{Il controllo di accesso}
\label{sec:ipc_sysv_access_control}

Oltre alle chiavi, abbiamo visto che ad ogni oggetto sono associate in
\var{ipc\_perm} ulteriori informazioni, come gli identificatori del creatore
(nei campi \var{cuid} e \var{cgid}) e del proprietario (nei campi \var{uid} e
\var{gid}) dello stesso, e un insieme di permessi (nel campo \var{mode}). In
questo modo è possibile definire un controllo di accesso sugli oggetti, simile
a quello che si ha per i file (vedi \secref{sec:file_perm_overview}).  

Benché il controllo di accesso relativo agli oggetti di intercomunicazione sia
molto simile a quello dei file, restano delle importanti differenze. La prima
è che il permesso di esecuzione non esiste (e viene ignorato), per cui si può
parlare solo di permessi di lettura e scrittura (nel caso dei semafori poi
quest'ultimo è più propriamente il permesso di modificarne lo stato). I valori
di \var{mode} sono gli stessi ed hanno lo stesso significato di quelli
riportati in \secref{tab:file_mode_flags}\footnote{se però si vogliono usare
  le costanti simboliche ivi definite occorrerà includere il file
  \file{sys/stat.h}, alcuni sistemi definiscono le costanti \macro{MSG\_R}
  (\texttt{0400}) e \macro{MSG\_W} (\texttt{0200}) per indicare i permessi
  base di lettura e scrittura per il proprietario, da utilizzare, con gli
  opportuni shift, pure per il gruppo e gli altri, in Linux, visto la loro
  scarsa utilità, queste costanti non sono definite.} e come per i file
definiscono gli accessi per il proprietario, il suo gruppo e tutti gli altri.

Si tenga presente che per gli oggetti di IPC han senso solo i permessi di
lettura e scrittura, quelli di esecuzione vengono ignorati. Quando l'oggetto
viene creato i campi \var{cuid} e \var{uid} di \var{ipc\_perm} ed i campi
\var{cgid} e \var{gid} vengono settati rispettivamente al valore dell'userid e
del groupid effettivo del processo che ha chiamato la funzione, ma mentre i
campi \var{uid} e \var{gid} possono essere cambiati, \var{cuid} e \var{cgid}
restano sempre gli stessi.

Il controllo di accesso è effettuato a due livelli. Il primo è nelle funzioni
che richiedono l'identificatore di un oggetto data la chiave, che specificano
tutte un argomento \param{flag}.  In tal caso quando viene effettuata la
ricerca di una chiave, se \param{flag} specifica dei permessi, questi vengono
controllati e l'identificatore viene restituito solo se essi corrispondono a
quelli dell'oggetto. Se sono presenti dei permessi non presenti in \var{mode}
l'accesso sarà invece negato. Questo però è di utilità indicativa, dato che è
sempre possibile specificare un valore nullo per \param{flag}, nel qual caso
il controllo avrà sempre successo.

Il secondo livello è quello delle varie funzioni che accedono (in lettura o
scrittura) all'oggetto. In tal caso lo schema dei controlli è simile a quello
dei file, ed avviene secondo questa sequenza:
\begin{itemize}
\item se il processo ha i privilegi di amministatore l'accesso è sempre
  consentito. 
\item se l'userid effettivo del processo corrisponde o al valore del campo
  \var{cuid} o a quello del campo \var{uid} ed il permesso per il proprietario
  in \var{mode} è appropriato\footnote{per appropriato si intende che è
    settato il permesso di scrittura per le operazioni di scrittura e quello
    di lettura per le operazioni di lettura.} l'accesso è consentito.
\item se il groupid effettivo del processo corrisponde o al
  valore del campo \var{cgid} o a quello del campo \var{gid} ed il permesso
  per il gruppo in \var{mode} è appropriato l'accesso è consentito.
\item se il permesso per gli altri è appropriato l'accesso è consentito.
\end{itemize}
solo se tutti i controlli elencati falliscono l'accesso è negato. Si noti che
a differenza di quanto avviene per i permessi dei file, fallire in uno dei
passi elencati non comporta il fallimento dell'accesso. Un'altra differenza è
che per gli oggetti di IPC il valore di \var{umask} (si ricordi quanto esposto
in \secref{sec:file_umask}) non ha alcun effetto.


\subsection{Gli identificatori ed il loro utilizzo}
\label{sec:ipc_sysv_id_use}

L'unico campo di \var{ipc\_perm} del quale non abbiamo ancora parlato è
\var{seq}, che in \figref{fig:ipc_ipc_perm} è qualificato con un criptico
``\textit{numero di sequenza}'', ne parliamo adesso dato che esso è
strettamente attinente alle modalità con cui il kernel assegna gli
identificatori degli oggetti del sistema di IPC.

Quando il sistema si avvia, alla creazione di ogni nuovo oggetto di IPC viene
assegnato un numero progressivo, pari al numero di oggetti di quel tipo
esistenti. Se il comportamente fosse sempre questo sarebbe identico a quello
usato nell'assegnazione dei file descriptor nei processi, ed i valori degli
identificatori tenderebbero ad essere riutilizzati spesso e restare di piccole
dimensioni ed inferiori al numero massimo di oggetti diponibili.

Questo va benissimo nel caso dei file descriptor, che sono locali ad un
processo, ma qui il comportamento varrebbe per tutto il sistema, e per
processi del tutto scorrelati fra loro. Così si potrebbero avere situazioni
come quella in cui un server esce e cancella le sue code di messaggi, ed il
relativo identificatore viene immediatamente assegnato a quelle di un altro
server partito subito dopo, con la possibilità che i client del primo non
facciano in tempo ad accorgersi dell'avvenuto, e finiscano con l'interagire
con gli oggetti del secondo, con conseguenze imprevedibili.

Proprio per evitare questo tipo di situazioni il sistema usa il valore di
\var{req} per provvedere un meccanismo che porti gli identificatori ad
assumere tutti i valori possibili, rendendo molto più lungo il periodo in cui
un identificatore può venire riutilizzato.

Il sistema dispone sempre di un numero fisso di oggetti di IPC,\footnote{fino
  al kernel 2.2.x questo numero, ed altri limiti relativi al \textit{System V
    IPC}, potevano essere cambiati solo con una ricompilazione del kernel,
  andando a modificare le costanti definite nei relativi haeder file.  A
  partire dal kernel 2.4.x è possibile cambiare questi valori a sistema attivo
  scrivendo sui file \file{shmmni}, \file{msgmni} e \file{sem} di
  \file{/proc/sys/kernel} o con \texttt{syscntl}.} e per ciascuno di essi
viene mantenuto in \var{seq} un numero di sequenza progressivo che viene
incrementato di uno ogni volta che l'oggetto viene cancellato. Quando
l'oggetto viene creato usando uno spazio che era già stato utilizzato in
precedenza per restituire l'identificatore al numero di oggetti presenti viene
sommato il valore di \var{seq} moltiplicato per il numero massimo di oggetti
di quel tipo,\footnote{questo vale fino ai kernel della serie 2.2.x, dalla
  serie 2.4.x viene usato lo stesso fattore per tutti gli oggetti, esso è dato
  dalla costante \macro{IPCMNI}, definita in \file{include/linux/ipc.h}, che
  indica il limite massimo per il numero di oggetti di IPC, il cui valore è
  32768.}  si evita così il riutilizzo degli stessi numeri, e si fa sì che
l'identificatore assuma tutti i valori possibili.

In \figref{fig:ipc_sysv_idtest} è riportato il codice di un semplice programma
di test che si limita a creare un oggetto (specificato a riga di comando),
stamparne il numero di identificatore e cancellarlo per un numero specificato
di volte. 

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \begin{lstlisting}{}
int main(int argc, char *argv[])
{
    ...
    switch (type) {
    case 'q':   /* Message Queue */
        debug("Message Queue Try\n");
        for (i=0; i<n; i++) {
            id = msgget(IPC_PRIVATE, IPC_CREAT|0666);
            printf("Identifier Value %d \n", id);
            msgctl(id, IPC_RMID, NULL);
        }
        break;
    case 's':   /* Semaphore */
        debug("Semaphore\n");
        for (i=0; i<n; i++) {
            id = semget(IPC_PRIVATE, 1, IPC_CREAT|0666);
            printf("Identifier Value %d \n", id);
            semctl(id, 0, IPC_RMID);
        }
        break;
    case 'm':   /* Shared Memory */
        debug("Shared Memory\n");
        for (i=0; i<n; i++) {
            id = shmget(IPC_PRIVATE, 1000, IPC_CREAT|0666);
            printf("Identifier Value %d \n", id);
            shmctl(id, IPC_RMID, NULL);
        }
        break;
    default:    /* should not reached */
        return -1;
    }
    return 0;
}
    \end{lstlisting}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{Sezione principale del programma di test per l'assegnazione degli
    identificatori degli oggetti di IPC \file{IPCTestId.c}.}
  \label{fig:ipc_sysv_idtest}
\end{figure}

La figura non riporta il codice di selezione delle opzioni, che permette di
inizializzare i valori delle variabili \var{type} al tipo di oggetto voluto, e
\var{n} al numero di volte che si vuole effettuare il ciclo di creazione,
stampa, cancellazione. I valori di default sono per l'uso delle code di
messaggi e un ciclo di 10 volte. Se si lancia il comando si otterrà qualcosa
del tipo:
\begin{verbatim}
piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
Identifier Value 0 
Identifier Value 32768 
Identifier Value 65536 
Identifier Value 98304 
Identifier Value 131072 
Identifier Value 163840 
Identifier Value 196608 
Identifier Value 229376 
Identifier Value 262144 
Identifier Value 294912 
\end{verbatim}%$
il che ci mostra che abbiamo un kernel della serie 2.4.x nel quale non avevamo
ancora usato nessuna coda di messaggi. Se ripetiamo il comando otterremo
ancora:
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
Identifier Value 327680 
Identifier Value 360448 
Identifier Value 393216 
Identifier Value 425984 
Identifier Value 458752 
Identifier Value 491520 
Identifier Value 524288 
Identifier Value 557056 
Identifier Value 589824 
Identifier Value 622592 
\end{verbatim}%$
che ci mostra come il valore di \var{seq} sia in effetti una quantità
mantenuta staticamente all'interno del sistema.


\subsection{Code di messaggi}
\label{sec:ipc_sysv_mq}

Il primo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello delle code di
messaggi.  Le code di messaggi sono oggetti analoghi alle pipe o alle fifo,
anche se la loro struttura è diversa. La funzione che permette di ottenerne
una è \func{msgget} ed il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{sys/ipc.h} 
  \headdecl{sys/msg.h} 
  
  \funcdecl{int msgget(key\_t key, int flag)}
  
  Restituisce l'identificatore di una cosa di messaggi.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
    in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato ad uno dei
    valori: 
  \begin{errlist}
  \item[\macro{EACCES}] Il processo chiamante non ha i provilegi per accedere
  alla coda richiesta.  
  \item[\macro{EEXIST}] Si è richiesta la creazione di una coda che già
  esiste, ma erano specificati sia \macro{IPC\_CREAT} che \macro{IPC\_EXCL}. 
  \item[\macro{EIDRM}] La coda richiesta è marcata per essere cancellata.
  \item[\macro{ENOENT}] Si è cercato di ottenere l'identificatore di una coda
    di messaggi specificando una chiave che non esiste e \macro{IPC\_CREAT}
    non era specificato.
  \item[\macro{ENOSPC}] Si è cercato di creare una coda di messaggi quando è
    stato il limite massimo del sistema.
  \end{errlist}
  ed inoltre \macro{ENOMEM}.
}
\end{functions}

Le funzione (come le analoghe che si usano per gli altri oggetti) serve sia a
ottenere l'identificatore di una coda di messaggi esistente, che a crearne una
nuova. L'argomento \param{key} specifica la chiave che è associata
all'oggetto, eccetto il caso in cui si specifichi il valore
\macro{IPC\_PRIVATE}, nel qual caso la coda è creata ex-novo e non vi è
associata alcuna chiave, il processo (ed i suoi eventuali figli) potranno
farvi riferimento solo attraverso l'identificatore.

Se invece si specifica un valore diverso da \macro{IPC\_PRIVATE}\footnote{in
  Linux questo significa un valore diverso da zero.} l'effetto della funzione
dipende dal valore di \param{flag}, se questo è nullo la funzione si limita ad
effettuare una ricerca sugli oggetti esistenti, restituendo l'identificatore
se trova una corrispondenza, o fallendo con un errore di \macro{ENOENT} se non
esiste o di \macro{EACCESS} se si sono specificati dei permessi non validi.

Se invece si vuole creare una nuova coda di messaggi \param{flag} non può
essere nullo e deve essere fornito come maschera binaria, impostando il bit
corrispondente al valore \macro{IPC\_CREAT}. In questo caso i nove bit meno
significativi di \param{flag} saranno usati come permessi per il nuovo
oggetto, secondo quanto illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}.
Se si imposta anche il bit corrispondente a \macro{IPC\_EXCL} la funzione avrà
successo solo se l'oggetto non esiste già, fallendo con un errore di
\macro{EEXIST} altrimenti.



Una coda di messaggi è costituita da una \textit{linked list} in cui nuovi
messaggi vengono inseriti in coda e letti dalla cima, con una struttura del
tipo di quella illustrata in



\subsection{Semafori}
\label{sec:ipc_sysv_sem}

Il secondo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello dei semafori.
Un semaforo è uno speciale contatore che permette di controllare l'accesso a
risorse condivise. La funzione che permette di ottenere un insieme di semafori
è \func{semget} ed il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{sys/ipc.h} 
  \headdecl{sys/sem.h} 
  
  \funcdecl{int semget(key\_t key, int nsems, int flag)}
  
  Restituisce l'identificatore di un semaforo.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
    in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato agli stessi
    valori visti per \func{msgget}.}
\end{functions}

La funzione è del tutto analoga a \func{msgget} ed identico è l'uso degli
argomenti \param{key} e \param{flag}, per cui non ripeteremo quanto detto al
proposito in \secref{sec:ipc_sysv_mq}. L'argomento \param{nsems} permette di
specificare quanti semfori deve contenere l'insieme qualora se ne richieda la
creazione, e deve essere nullo quando si effettua una richiesta
dell'identificatore di un insieme già esistente.



\subsection{Memoria condivisa}
\label{sec:ipc_sysv_shm}

Il terzo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello della memoria
condivisa. La funzione che permette di ottenerne uno è \func{shmget} ed il suo
prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{sys/ipc.h} 
  \headdecl{sys/shm.h}
  
  \funcdecl{int shmget(key\_t key, int size, int flag)}
  
  Restituisce l'identificatore di una memoria condivisa.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
    in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato agli stessi
    valori visti per \func{msgget}.}
\end{functions}

La funzione, come \func{semget}, è del tutto analoga a \func{msgget}, ed
identico è l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag}. L'argomento



\section{La comunicazione fra processi di POSIX}
\label{sec:ipc_posix}

Lo standard POSIX.1b ha introdotto dei nuovi meccanismi di comunicazione,
rifacendosi a quelli di System V, introducendo una nuova interfaccia che
evitasse i principali problemi evidenziati in coda a
\secref{sec:ipc_sysv_generic}.  



\subsection{Considerazioni generali}
\label{sec:ipc_posix_generic}



\subsection{Code di messaggi}
\label{sec:ipc_posix_mq}


\subsection{Semafori}
\label{sec:ipc_posix_sem}


\subsection{Memoria condivisa}
\label{sec:ipc_sysv_shm}

%%% Local Variables: 
%%% mode: latex
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%%% End: