1 \chapter{La comunicazione fra processi}
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.
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.
19 \section{La comunicazione fra processi tradizionale}
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.
29 \subsection{Le \textit{pipe} standard}
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.
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])}
46 Crea una coppia di file descriptor associati ad una \textit{pipe}.
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}.}
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 dal parametro di sistema \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.
67 \includegraphics[height=5cm]{img/pipe}
68 \caption{Schema della struttura di una pipe.}
69 \label{fig:ipc_pipe_singular}
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.
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}
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.
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).
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
118 \subsection{Un esempio dell'uso delle pipe}
119 \label{sec:ipc_pipe_use}
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.
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
135 http://www.sito.it/cgi-bin/programma?parametro
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.
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.
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}
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.
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.
181 \footnotesize \centering
182 \begin{minipage}[c]{15cm}
184 int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
187 /* create two pipes, pipein and pipeout, to handle communication */
188 if ( (retval = pipe(pipein)) ) {
189 WriteMess("input pipe creation error");
192 if ( (retval = pipe(pipeout)) ) {
193 WriteMess("output pipe creation error");
196 /* First fork: use child to run barcode program */
197 if ( (pid = fork()) == -1) { /* on error exit */
198 WriteMess("child creation error");
203 close(pipein[1]); /* close pipe write end */
204 dup2(pipein[0], STDIN_FILENO); /* remap stdin to pipe read end */
206 dup2(pipeout[1], STDOUT_FILENO); /* remap stdout in pipe output */
207 execlp("barcode", "barcode", size, NULL);
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");
218 /* second child, convert PS to JPEG */
220 close(pipeout[1]); /* close write end */
221 dup2(pipeout[0], STDIN_FILENO); /* remap read end to stdin */
223 write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
224 execlp("gs", "gs", "-q", "-sDEVICE=jpeg", "-sOutputFile=-", "-", NULL);
228 waitpid(pid, NULL, 0);
234 \caption{Sezione principale del codice del \textit{CGI}
235 \file{BarCodePage.c}.}
236 \label{fig:ipc_barcodepage_code}
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.}
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.
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}).
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.
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.
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.
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
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}
308 \subsection{Le funzioni \func{popen} e \func{pclose}}
309 \label{sec:ipc_popen}
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)}
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.
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.}
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.
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"}.
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)}
349 Chiude il file \param{stream}, restituito da una precedente \func{popen}
350 attendendo la terminazione del processo ad essa associato.
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
356 \noindent che oltre alla chiusura dello stream si incarica anche di attendere
357 (tramite \func{wait4}) la conclusione del processo creato dalla precedente
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.
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.
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.
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}).
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.
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
414 \footnotesize \centering
415 \begin{minipage}[c]{15cm}
417 int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
421 char *cmd_string[4]={
423 "pnmmargin -white 10",
425 "gs -sDEVICE=ppmraw -sOutputFile=- -sNOPAUSE -q - -c showpage -c quit"
427 char content[]="Content-type: image/png\n\n";
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);
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--) {
449 \caption{Codice completo del \textit{CGI} \file{BarCode.c}.}
450 \label{fig:ipc_barcode_code}
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.
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.
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.
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}.
477 \subsection{Le \textit{pipe} con nome, o \textit{fifo}}
478 \label{sec:ipc_named_pipe}
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}.
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}.
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.
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.
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.
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 situazioni di
520 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.}
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}).
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:
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}).
539 \item Come canale di comunicazione fra client ed server (il modello
540 \textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}).
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.
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.
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.
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}
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}.
584 \footnotesize \centering
585 \begin{minipage}[c]{15cm}
587 char *fifoname = "/tmp/fortune.fifo";
588 int main(int argc, char *argv[])
590 /* Variables definition */
592 char *fortunefilename = "/usr/share/games/fortunes/italia";
595 int fifo_server, fifo_client;
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 */
605 perror("Cannot create well known fifo");
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");
615 if (open(fifoname, O_WRONLY) < 0) {
616 perror("Cannot open write only well known fifo");
619 /* Main body: loop over requests */
621 nread = read(fifo_server, line, 79); /* read request */
623 perror("Read Error");
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");
633 nread = write(fifo_client, /* write phrase */
634 fortune[n], strlen(fortune[n])+1);
635 close(fifo_client); /* close client fifo */
641 \caption{Sezione principale del codice del server di \textit{fortunes}
643 \label{fig:ipc_fifo_server}
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.
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.
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
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
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 problemi, 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.}
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.
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).
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
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.
722 \footnotesize \centering
723 \begin{minipage}[c]{15cm}
725 int main(int argc, char *argv[])
727 /* Variables definition */
729 char *fortunefilename = "/tmp/fortune.fifo";
731 int fifo_server, fifo_client;
734 char buffer[PIPE_BUF];
736 snprintf(fifoname, 80, "/tmp/fortune.%d", getpid()); /* compose name */
737 if (mkfifo(fifoname, 0622)) { /* open client fifo */
739 perror("Cannot create well known fifo");
743 fifo_server = open(fortunefilename, O_WRONLY); /* open server fifo */
744 if (fifo_server < 0) {
745 perror("Cannot open well known fifo");
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");
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 */
764 \caption{Sezione principale del codice del client di \textit{fortunes}
766 \label{fig:ipc_fifo_client}
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).
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}).
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, dopo di che 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 Si noti come la fifo per la risposta sia stata aperta solo dopo aver inviato
790 la richiesta, se non si fosse fatto così si avrebbe avuto uno stallo, in
791 quanto senza la richiesta, il server non avrebbe potuto aprirne il capo in
792 scrittura e l'apertura si sarebbe bloccata indefinitamente.
794 Benché il nostro sistema client-server funzioni, la sua struttura è piuttosto
795 complessa e continua ad avere vari inconvenienti\footnote{lo stesso Stevens,
796 che esamina questa architettura in \cite{APUE}, nota come sia impossibile
797 per il server sapere se un client è andato in crash, con la possibilità di
798 far restare le fifo temporanee sul filesystem, di come sia necessario
799 intercettare \macro{SIGPIPE} dato che un client può terminare dopo aver
800 fatto una richiesta, ma prima che la risposta sia inviata (cosa che nel
801 nostro esempio non è stata fatta).}; in generale infatti l'interfaccia delle
802 fifo non è adatta a risolvere questo tipo di problemi, che possono essere
803 affrontati in maniera più semplice ed efficace o usando i
804 \textit{socket}\index{socket} (che tratteremo in dettaglio a partire da
805 \capref{cha:socket_intro}) o ricorrendo a meccanismi di comunicazione diversi,
806 come quelli che esamineremo in seguito.
810 \subsection{La funzione \func{socketpair}}
811 \label{sec:ipc_socketpair}
813 Un meccanismo di comunicazione molto simile alle pipe, ma che non presenta il
814 problema della unidirezionalità del flusso dei dati, è quello dei cosiddetti
815 \textsl{socket locali} (o \textit{Unix domain socket}). Tratteremo l'argomento
816 dei \textit{socket} in \capref{cha:socket_intro},\footnote{si tratta comunque
817 di oggetti di comunicazione che, come le pipe, sono utilizzati attraverso
818 dei file descriptor.} nell'ambito dell'interfaccia generale che essi
819 forniscono per la programmazione di rete; e vedremo anche
820 (in~\secref{sec:sock_sa_local}) come si possono definire dei file speciali (di
821 tipo \textit{socket}, analoghi a quello associati alle fifo) cui si accede
822 però attraverso quella medesima interfaccia; vale però la pena esaminare qui
823 una modalità di uso dei socket locali\footnote{la funzione \func{socketpair} è
824 stata introdotta in BSD4.4, ma è supportata in genere da qualunque sistema
825 che fornisca l'interfaccia dei socket.} che li rende sostanzialmente
826 identici ad una pipe bidirezionale.
828 La funzione \func{socketpair} infatti consente di creare una coppia di file
829 descriptor connessi fra di loro (tramite un socket, appunto), senza dover
830 ricorrere ad un file speciale sul filesystem, i descrittori sono del tutto
831 analoghi a quelli che si avrebbero con una chiamata a \func{pipe}, con la sola
832 differenza è che in questo caso il flusso dei dati può essere effettuato in
833 entrambe le direzioni. Il prototipo della funzione è:
835 \headdecl{sys/types.h}
836 \headdecl{sys/socket.h}
838 \funcdecl{int socketpair(int domain, int type, int protocol, int sv[2])}
840 Crea una coppia di socket connessi fra loro.
842 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
843 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
845 \item[\macro{EAFNOSUPPORT}] I socket locali non sono supportati.
846 \item[\macro{EPROTONOSUPPORT}] Il protocollo specificato non è supportato.
847 \item[\macro{EOPNOTSUPP}] Il protocollo specificato non supporta la
848 creazione di coppie di socket.
850 ed inoltre \macro{EMFILE}, \macro{EFAULT}.
854 La funzione restituisce in \param{sv} la coppia di descrittori connessi fra di
855 loro: quello che si scrive su uno di essi sarà ripresentato in input
856 sull'altro e viceversa. I parametri \param{domain}, \param{type} e
857 \param{protocol} derivano dall'interfaccia dei socket (che è quella che
858 fornisce il substrato per connettere i due descrittori), ma in questo caso i
859 soli valori validi che possono essere specificati sono rispettivamente
860 \macro{AF\_UNIX}, \macro{SOCK\_STREAM} e \macro{0}.
862 L'utilità di chiamare questa funzione per evitare due chiamate a \func{pipe}
863 può sembrare limitata; in realtà l'utilizzo di questa funzione (e dei socket
864 locali in generale) permette di trasmettere attraverso le linea non solo dei
865 dati, ma anche dei file descriptor: si può cioè passare da un processo ad un
866 altro un file descriptor, con una sorta di duplicazione dello stesso non
867 all'interno di uno stesso processo, ma fra processi distinti (torneremo su
868 questa funzionalità in \secref{sec:xxx_fd_passing}).
871 \section{La comunicazione fra processi di System V}
874 Benché le pipe e le fifo siano ancora ampiamente usate, esse scontano il
875 limite fondamentale che il meccanismo di comunicazione che forniscono è
876 rigidamente sequenziale: una situazione in cui un processo scrive qualcosa che
877 molti altri devono poter leggere non può essere implementata con una pipe.
879 Per questo nello sviluppo di System V vennero introdotti una serie di nuovi
880 oggetti per la comunicazione fra processi ed una nuova interfaccia di
881 programmazione, che fossero in grado di garantire una maggiore flessibilità.
882 In questa sezione esamineremo come Linux supporta quello che viene ormai
883 chiamato il \textsl{Sistema di comunicazione inter-processo} di System V, o
884 \textit{System V IPC (Inter-Process Comunication)}.
888 \subsection{Considerazioni generali}
889 \label{sec:ipc_sysv_generic}
891 La principale caratteristica del sistema di IPC di System V è quella di essere
892 basato su oggetti permanenti che risiedono nel kernel. Questi, a differenza di
893 quanto avviene per i file descriptor, non mantengono un contatore dei
894 riferimenti, e non vengono cancellati dal sistema una volta che non sono più
897 Questo comporta due problemi: il primo è che, al contrario di quanto avviene
898 per pipe e fifo, la memoria allocata per questi oggetti non viene rilasciata
899 automaticamente quando non c'è più nessuno che li utilizzi, ed essi devono
900 essere cancellati esplicitamente, se non si vuole che restino attivi fino al
901 riavvio del sistema. Il secondo problema è che, dato che non c'è, come per i
902 file, un contatore del numero di riferimenti che ne indichi l'essere in uso,
903 essi possono essere cancellati anche se ci sono dei processi che li stanno
904 utilizzando, con tutte le conseguenze (negative) del caso.
906 Un'ulteriore caratteristica negativa è che gli oggetti usati nel System V IPC
907 vengono creati direttamente dal kernel, e sono accessibili solo specificando
908 il relativo \textsl{identificatore}. Questo è un numero progressivo (un po'
909 come il \acr{pid} dei processi) che il kernel assegna a ciascuno di essi
910 quanto vengono creati (sul procedimento di assegnazione torneremo in
911 \secref{sec:ipc_sysv_id_use}). L'identificatore viene restituito dalle
912 funzioni che creano l'oggetto, ed è quindi locale al processo che le ha
913 eseguite. Dato che l'identificatore viene assegnato dinamicamente dal kernel
914 non è possibile prevedere quale sarà, né utilizzare un qualche valore statico,
915 si pone perciò il problema di come processi diversi possono accedere allo
918 Per risolvere il problema nella struttura \var{ipc\_perm} che il kernel
919 associa a ciascun oggetto, viene mantenuto anche un campo apposito che
920 contiene anche una \textsl{chiave}, identificata da una variabile del tipo
921 primitivo \type{key\_t}, da specificare in fase di creazione dell'oggetto, e
922 tramite la quale è possibile ricavare l'identificatore.\footnote{in sostanza
923 si sposta il problema dell'accesso dalla classificazione in base
924 all'identificatore alla classificazione in base alla chiave, una delle tante
925 complicazioni inutili presenti nell'IPC di System V.} Oltre la chiave, la
926 struttura, la cui definizione è riportata in \figref{fig:ipc_ipc_perm},
927 mantiene varie proprietà ed informazioni associate all'oggetto.
930 \footnotesize \centering
931 \begin{minipage}[c]{15cm}
932 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm ]{}
935 key_t key; /* Key. */
936 uid_t uid; /* Owner's user ID. */
937 gid_t gid; /* Owner's group ID. */
938 uid_t cuid; /* Creator's user ID. */
939 gid_t cgid; /* Creator's group ID. */
940 unsigned short int mode; /* Read/write permission. */
941 unsigned short int seq; /* Sequence number. */
946 \caption{La struttura \var{ipc\_perm}, come definita in \file{sys/ipc.h}.}
947 \label{fig:ipc_ipc_perm}
950 Usando la stessa chiave due processi diversi possono ricavare l'identificatore
951 associato ad un oggetto ed accedervi. Il problema che sorge a questo punto è
952 come devono fare per accordarsi sull'uso di una stessa chiave. Se i processi
953 sono \textsl{parenti} la soluzione è relativamente semplice, in tal caso
954 infatti si può usare il valore speciale \texttt{IPC\_PRIVATE} per creare un
955 nuovo oggetto nel processo padre, l'identificatore così ottenuto sarà
956 disponibile in tutti i figli, e potrà essere passato come parametro attraverso
959 Però quando i processi non sono \textsl{parenti} (come capita tutte le volte
960 che si ha a che fare con un sistema client-server) tutto questo non è
961 possibile; si potrebbe comunque salvare l'identificatore su un file noto, ma
962 questo ovviamente comporta lo svantaggio di doverselo andare a rileggere. Una
963 alternativa più efficace è quella che i programmi usino un valore comune per
964 la chiave (che ad esempio può essere dichiarato in un header comune), ma c'è
965 sempre il rischio che questa chiave possa essere stata già utilizzata da
966 qualcun altro. Dato che non esiste una convenzione su come assegnare queste
967 chiavi in maniera univoca l'interfaccia mette a disposizione una funzione,
968 \func{ftok}, che permette di ottenere una chiave specificando il nome di un
969 file ed un numero di versione; il suo prototipo è:
971 \headdecl{sys/types.h}
974 \funcdecl{key\_t ftok(const char *pathname, int proj\_id)}
976 Restituisce una chiave per identificare un oggetto del System V IPC.
978 \bodydesc{La funzione restituisce la chiave in caso di successo e -1
979 altrimenti, nel qual caso \var{errno} sarà uno dei possibili codici di
980 errore di \func{stat}.}
983 La funzione determina un valore della chiave sulla base di \param{pathname},
984 che deve specificare il pathname di un file effettivamente esistente e di un
985 numero di progetto \param{proj\_id)}, che di norma viene specificato come
986 carattere, dato che ne vengono utilizzati solo gli 8 bit meno
987 significativi.\footnote{nelle libc4 e libc5, come avviene in SunOS,
988 l'argomento \param{proj\_id} è dichiarato tipo \ctyp{char}, le \acr{glibc}
989 usano il prototipo specificato da XPG4, ma vengono lo stesso utilizzati gli
990 8 bit meno significativi.}
992 Il problema è che anche così non c'è la sicurezza che il valore della chiave
993 sia univoco, infatti esso è costruito combinando il byte di \param{proj\_id)}
994 con i 16 bit meno significativi dell'inode del file \param{pathname} (che
995 vengono ottenuti attraverso \func{stat}, da cui derivano i possibili errori),
996 e gli 8 bit meno significativi del numero del dispositivo su cui è il file.
997 Diventa perciò relativamente facile ottenere delle collisioni, specie se i
998 file sono su dispositivi con lo stesso \textit{minor number}, come
999 \file{/dev/hda1} e \file{/dev/sda1}.
1001 In genere quello che si fa è utilizzare un file comune usato dai programmi che
1002 devono comunicare (ad esempio un header comune, o uno dei programmi che devono
1003 usare l'oggetto in questione), utilizzando il numero di progetto per ottenere
1004 le chiavi che interessano. In ogni caso occorre sempre controllare, prima di
1005 creare un oggetto, che la chiave non sia già stata utilizzata. Se questo va
1006 bene in fase di creazione, le cose possono complicarsi per i programmi che
1007 devono solo accedere, in quanto, a parte gli eventuali controlli sugli altri
1008 attributi di \var{ipc\_perm}, non esiste una modalità semplice per essere
1009 sicuri che l'oggetto associato ad una certa chiave sia stato effettivamente
1010 creato da chi ci si aspetta.
1012 Questo è, insieme al fatto che gli oggetti sono permanenti e non mantengono un
1013 contatore di riferimenti per la cancellazione automatica, il principale
1014 problema del sistema di IPC di System V. Non esiste infatti una modalità
1015 chiara per identificare un oggetto, come sarebbe stato se lo si fosse
1016 associato ad in file, e tutta l'interfaccia è inutilmente complessa. Per
1017 questo ne è stata effettuata una revisione completa nello standard POSIX.1b,
1018 che tratteremo in \secref{sec:ipc_posix}.
1021 \subsection{Il controllo di accesso}
1022 \label{sec:ipc_sysv_access_control}
1024 Oltre alle chiavi, abbiamo visto che ad ogni oggetto sono associate in
1025 \var{ipc\_perm} ulteriori informazioni, come gli identificatori del creatore
1026 (nei campi \var{cuid} e \var{cgid}) e del proprietario (nei campi \var{uid} e
1027 \var{gid}) dello stesso, e un insieme di permessi (nel campo \var{mode}). In
1028 questo modo è possibile definire un controllo di accesso sugli oggetti di IPC,
1029 simile a quello che si ha per i file (vedi \secref{sec:file_perm_overview}).
1031 Benché questo controllo di accesso sia molto simile a quello dei file, restano
1032 delle importanti differenze. La prima è che il permesso di esecuzione non
1033 esiste (e se specificato viene ignorato), per cui si può parlare solo di
1034 permessi di lettura e scrittura (nel caso dei semafori poi quest'ultimo è più
1035 propriamente un permesso di modifica). I valori di \var{mode} sono gli stessi
1036 ed hanno lo stesso significato di quelli riportati in
1037 \secref{tab:file_mode_flags}\footnote{se però si vogliono usare le costanti
1038 simboliche ivi definite occorrerà includere il file \file{sys/stat.h},
1039 alcuni sistemi definiscono le costanti \macro{MSG\_R} (\texttt{0400}) e
1040 \macro{MSG\_W} (\texttt{0200}) per indicare i permessi base di lettura e
1041 scrittura per il proprietario, da utilizzare, con gli opportuni shift, pure
1042 per il gruppo e gli altri, in Linux, visto la loro scarsa utilità, queste
1043 costanti non sono definite.} e come per i file definiscono gli accessi per
1044 il proprietario, il suo gruppo e tutti gli altri.
1046 Quando l'oggetto viene creato i campi \var{cuid} e \var{uid} di
1047 \var{ipc\_perm} ed i campi \var{cgid} e \var{gid} vengono settati
1048 rispettivamente al valore dell'userid e del groupid effettivo del processo che
1049 ha chiamato la funzione, ma, mentre i campi \var{uid} e \var{gid} possono
1050 essere cambiati, i campi \var{cuid} e \var{cgid} restano sempre gli stessi.
1052 Il controllo di accesso è effettuato a due livelli. Il primo livello è nelle
1053 funzioni che richiedono l'identificatore di un oggetto data la chiave. Queste
1054 specificano tutte un argomento \param{flag}, in tal caso quando viene
1055 effettuata la ricerca di una chiave, qualora \param{flag} specifichi dei
1056 permessi, questi vengono controllati e l'identificatore viene restituito solo
1057 se corrispondono a quelli dell'oggetto. Se ci sono dei permessi non presenti
1058 in \var{mode} l'accesso sarà negato. Questo controllo però è di utilità
1059 indicativa, dato che è sempre possibile specificare per \param{flag} un valore
1060 nullo, nel qual caso l'identificatore sarà restituito comunque.
1062 Il secondo livello di controllo è quello delle varie funzioni che accedono
1063 direttamente (in lettura o scrittura) all'oggetto. In tal caso lo schema dei
1064 controlli è simile a quello dei file, ed avviene secondo questa sequenza:
1066 \item se il processo ha i privilegi di amministratore l'accesso è sempre
1068 \item se l'userid effettivo del processo corrisponde o al valore del campo
1069 \var{cuid} o a quello del campo \var{uid} ed il permesso per il proprietario
1070 in \var{mode} è appropriato\footnote{per appropriato si intende che è
1071 settato il permesso di scrittura per le operazioni di scrittura e quello
1072 di lettura per le operazioni di lettura.} l'accesso è consentito.
1073 \item se il groupid effettivo del processo corrisponde o al
1074 valore del campo \var{cgid} o a quello del campo \var{gid} ed il permesso
1075 per il gruppo in \var{mode} è appropriato l'accesso è consentito.
1076 \item se il permesso per gli altri è appropriato l'accesso è consentito.
1078 solo se tutti i controlli elencati falliscono l'accesso è negato. Si noti che
1079 a differenza di quanto avviene per i permessi dei file, fallire in uno dei
1080 passi elencati non comporta il fallimento dell'accesso. Un'ulteriore
1081 differenza rispetto a quanto avviene per i file è che per gli oggetti di IPC
1082 il valore di \var{umask} (si ricordi quanto esposto in
1083 \secref{sec:file_umask}) non ha alcun significato.
1086 \subsection{Gli identificatori ed il loro utilizzo}
1087 \label{sec:ipc_sysv_id_use}
1089 L'unico campo di \var{ipc\_perm} del quale non abbiamo ancora parlato è
1090 \var{seq}, che in \figref{fig:ipc_ipc_perm} è qualificato con un criptico
1091 ``\textsl{numero di sequenza}'', ne parliamo adesso dato che esso è
1092 strettamente attinente alle modalità con cui il kernel assegna gli
1093 identificatori degli oggetti del sistema di IPC.
1095 Quando il sistema si avvia, alla creazione di ogni nuovo oggetto di IPC viene
1096 assegnato un numero progressivo, pari al numero di oggetti di quel tipo
1097 esistenti. Se il comportamento fosse sempre questo sarebbe identico a quello
1098 usato nell'assegnazione dei file descriptor nei processi, ed i valori degli
1099 identificatori tenderebbero ad essere riutilizzati spesso e restare di piccole
1100 dimensioni (inferiori al numero massimo di oggetti disponibili).
1102 Questo va benissimo nel caso dei file descriptor, che sono locali ad un
1103 processo, ma qui il comportamento varrebbe per tutto il sistema, e per
1104 processi del tutto scorrelati fra loro. Così si potrebbero avere situazioni
1105 come quella in cui un server esce e cancella le sue code di messaggi, ed il
1106 relativo identificatore viene immediatamente assegnato a quelle di un altro
1107 server partito subito dopo, con la possibilità che i client del primo non
1108 facciano in tempo ad accorgersi dell'avvenuto, e finiscano con l'interagire
1109 con gli oggetti del secondo, con conseguenze imprevedibili.
1111 Proprio per evitare questo tipo di situazioni il sistema usa il valore di
1112 \var{req} per provvedere un meccanismo che porti gli identificatori ad
1113 assumere tutti i valori possibili, rendendo molto più lungo il periodo in cui
1114 un identificatore può venire riutilizzato.
1116 Il sistema dispone sempre di un numero fisso di oggetti di IPC,\footnote{fino
1117 al kernel 2.2.x questi valori, definiti dalle costanti \macro{MSGMNI},
1118 \macro{SEMMNI} e \macro{SHMMNI}, potevano essere cambiati (come tutti gli
1119 altri limiti relativi al \textit{System V IPC}) solo con una ricompilazione
1120 del kernel, andando a modificarne la definizione nei relativi header file.
1121 A partire dal kernel 2.4.x è possibile cambiare questi valori a sistema
1122 attivo scrivendo sui file \file{shmmni}, \file{msgmni} e \file{sem} di
1123 \file{/proc/sys/kernel} o con l'uso di \texttt{syscntl}.} e per ciascuno di
1124 essi viene mantenuto in \var{seq} un numero di sequenza progressivo che viene
1125 incrementato di uno ogni volta che l'oggetto viene cancellato. Quando
1126 l'oggetto viene creato usando uno spazio che era già stato utilizzato in
1127 precedenza per restituire l'identificatore al numero di oggetti presenti viene
1128 sommato il valore di \var{seq} moltiplicato per il numero massimo di oggetti
1129 di quel tipo,\footnote{questo vale fino ai kernel della serie 2.2.x, dalla
1130 serie 2.4.x viene usato lo stesso fattore per tutti gli oggetti, esso è dato
1131 dalla costante \macro{IPCMNI}, definita in \file{include/linux/ipc.h}, che
1132 indica il limite massimo per il numero di tutti oggetti di IPC, ed il cui
1133 valore è 32768.} si evita così il riutilizzo degli stessi numeri, e si fa
1134 sì che l'identificatore assuma tutti i valori possibili.
1136 \begin{figure}[!htb]
1137 \footnotesize \centering
1138 \begin{minipage}[c]{15cm}
1139 \begin{lstlisting}{}
1140 int main(int argc, char *argv[])
1144 case 'q': /* Message Queue */
1145 debug("Message Queue Try\n");
1146 for (i=0; i<n; i++) {
1147 id = msgget(IPC_PRIVATE, IPC_CREAT|0666);
1148 printf("Identifier Value %d \n", id);
1149 msgctl(id, IPC_RMID, NULL);
1152 case 's': /* Semaphore */
1153 debug("Semaphore\n");
1154 for (i=0; i<n; i++) {
1155 id = semget(IPC_PRIVATE, 1, IPC_CREAT|0666);
1156 printf("Identifier Value %d \n", id);
1157 semctl(id, 0, IPC_RMID);
1160 case 'm': /* Shared Memory */
1161 debug("Shared Memory\n");
1162 for (i=0; i<n; i++) {
1163 id = shmget(IPC_PRIVATE, 1000, IPC_CREAT|0666);
1164 printf("Identifier Value %d \n", id);
1165 shmctl(id, IPC_RMID, NULL);
1168 default: /* should not reached */
1176 \caption{Sezione principale del programma di test per l'assegnazione degli
1177 identificatori degli oggetti di IPC \file{IPCTestId.c}.}
1178 \label{fig:ipc_sysv_idtest}
1181 In \figref{fig:ipc_sysv_idtest} è riportato il codice di un semplice programma
1182 di test che si limita a creare un oggetto (specificato a riga di comando),
1183 stamparne il numero di identificatore e cancellarlo per un numero specificato
1184 di volte. Al solito non si è riportato il codice della gestione delle opzioni
1185 a riga di comando, che permette di specificare quante volte effettuare il
1186 ciclo \var{n}, e su quale tipo di oggetto eseguirlo.
1188 La figura non riporta il codice di selezione delle opzioni, che permette di
1189 inizializzare i valori delle variabili \var{type} al tipo di oggetto voluto, e
1190 \var{n} al numero di volte che si vuole effettuare il ciclo di creazione,
1191 stampa, cancellazione. I valori di default sono per l'uso delle code di
1192 messaggi e un ciclo di 5 volte. Se si lancia il comando si otterrà qualcosa
1195 piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
1197 Identifier Value 32768
1198 Identifier Value 65536
1199 Identifier Value 98304
1200 Identifier Value 131072
1202 il che ci mostra che abbiamo un kernel della serie 2.4.x nel quale non avevamo
1203 ancora usato nessuna coda di messaggi. Se ripetiamo il comando otterremo
1206 [piccardi@gont sources]$ ./ipctestid
1207 Identifier Value 163840
1208 Identifier Value 196608
1209 Identifier Value 229376
1210 Identifier Value 262144
1211 Identifier Value 294912
1213 che ci mostra come il valore di \var{seq} sia in effetti una quantità
1214 mantenuta staticamente all'interno del sistema.
1217 \subsection{Code di messaggi}
1218 \label{sec:ipc_sysv_mq}
1220 Il primo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello delle code di
1221 messaggi. Le code di messaggi sono oggetti analoghi alle pipe o alle fifo,
1222 anche se la loro struttura è diversa. La funzione che permette di ottenerne
1223 una è \func{msgget} ed il suo prototipo è:
1225 \headdecl{sys/types.h}
1226 \headdecl{sys/ipc.h}
1227 \headdecl{sys/msg.h}
1229 \funcdecl{int msgget(key\_t key, int flag)}
1231 Restituisce l'identificatore di una coda di messaggi.
1233 \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
1234 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1236 \item[\macro{EACCES}] Il processo chiamante non ha i privilegi per accedere
1237 alla coda richiesta.
1238 \item[\macro{EEXIST}] Si è richiesta la creazione di una coda che già
1239 esiste, ma erano specificati sia \macro{IPC\_CREAT} che \macro{IPC\_EXCL}.
1240 \item[\macro{EIDRM}] La coda richiesta è marcata per essere cancellata.
1241 \item[\macro{ENOENT}] Si è cercato di ottenere l'identificatore di una coda
1242 di messaggi specificando una chiave che non esiste e \macro{IPC\_CREAT}
1243 non era specificato.
1244 \item[\macro{ENOSPC}] Si è cercato di creare una coda di messaggi quando è
1245 stato il limite massimo del sistema.
1247 ed inoltre \macro{ENOMEM}.
1251 Le funzione (come le analoghe che si usano per gli altri oggetti) serve sia a
1252 ottenere l'identificatore di una coda di messaggi esistente, che a crearne una
1253 nuova. L'argomento \param{key} specifica la chiave che è associata
1254 all'oggetto, eccetto il caso in cui si specifichi il valore
1255 \macro{IPC\_PRIVATE}, nel qual caso la coda è creata ex-novo e non vi è
1256 associata alcuna chiave, il processo (ed i suoi eventuali figli) potranno
1257 farvi riferimento solo attraverso l'identificatore.
1259 Se invece si specifica un valore diverso da \macro{IPC\_PRIVATE}\footnote{in
1260 Linux questo significa un valore diverso da zero.} l'effetto della funzione
1261 dipende dal valore di \param{flag}, se questo è nullo la funzione si limita ad
1262 effettuare una ricerca sugli oggetti esistenti, restituendo l'identificatore
1263 se trova una corrispondenza, o fallendo con un errore di \macro{ENOENT} se non
1264 esiste o di \macro{EACCESS} se si sono specificati dei permessi non validi.
1266 Se invece si vuole creare una nuova coda di messaggi \param{flag} non può
1267 essere nullo e deve essere fornito come maschera binaria, impostando il bit
1268 corrispondente al valore \macro{IPC\_CREAT}. In questo caso i nove bit meno
1269 significativi di \param{flag} saranno usati come permessi per il nuovo
1270 oggetto, secondo quanto illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}.
1271 Se si imposta anche il bit corrispondente a \macro{IPC\_EXCL} la funzione avrà
1272 successo solo se l'oggetto non esiste già, fallendo con un errore di
1273 \macro{EEXIST} altrimenti.
1275 Si tenga conto che l'uso di \macro{IPC\_PRIVATE} non impedisce ad altri
1276 processi di accedere alla coda (se hanno privilegi sufficienti) una volta che
1277 questi possano indovinare o ricavare (ad esempio per tentativi)
1278 l'identificatore ad essa associato. Per come sono implementati gli oggetti di
1279 IPC infatti non esiste una maniera che garantisca l'accesso esclusivo ad una
1280 coda di messaggi. Usare \macro{IPC\_PRIVATE} o macro{IPC\_CREAT} e
1281 \macro{IPC\_EXCL} per \param{flag} comporta solo la creazione di una nuova
1287 \begin{tabular}[c]{|c|r|l|l|}
1289 \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{File in \texttt{proc}}
1290 & \textbf{Significato} \\
1293 \macro{MSGMNI}& 16& \file{msgmni} & Numero massimo di code di
1295 \macro{MSGMAX}& 8192& \file{msgmax} & Dimensione massima di un singolo
1297 \macro{MSGMNB}&16384& \file{msgmnb} & Dimensione massima del contenuto di
1301 \caption{Valori delle costanti associate ai limiti delle code di messaggi.}
1302 \label{tab:ipc_msg_limits}
1305 Le code di messaggi sono caratterizzate da tre limiti fondamentali, definiti
1306 negli header e corrispondenti alle prime tre costanti riportate in
1307 \tabref{tab:ipc_msg_limits}, come accennato però in Linux è possibile
1308 modificare questi limiti attraverso l'uso di \func{syscntl} o scrivendo nei
1309 file \file{msgmax}, \file{msgmnb} e \file{msgmni} di \file{/proc/sys/kernel/}.
1313 \centering \includegraphics[width=15cm]{img/mqstruct}
1314 \caption{Schema della struttura di una coda messaggi.}
1315 \label{fig:ipc_mq_schema}
1319 Una coda di messaggi è costituita da una \textit{linked list};\footnote{una
1320 \textit{linked list} è una tipica struttura di dati, organizzati in una
1321 lista in cui ciascun elemento contiene un puntatore al successivo. In questo
1322 modo la struttura è veloce nell'estrazione ed immissione dei dati dalle
1323 estremità dalla lista (basta aggiungere un elemento in testa o in coda ed
1324 aggiornare un puntatore), e relativamente veloce da attraversare in ordine
1325 sequenziale (seguendo i puntatori), è invece relativamente lenta
1326 nell'accesso casuale e nella ricerca.} i nuovi messaggi vengono inseriti in
1327 coda alla lista e vengono letti dalla cima, in \figref{fig:ipc_mq_schema} si è
1328 riportato lo schema con cui queste strutture vengono mantenute dal
1329 kernel.\footnote{lo schema illustrato in \figref{fig:ipc_mq_schema} è in
1330 realtà una semplificazione di quello usato effettivamente fino ai kernel
1331 della serie 2.2.x, nei kernel della serie 2.4.x la gestione delle code di
1332 messaggi è stata modificata ed è effettuata in maniera diversa; abbiamo
1333 mantenuto lo schema precedente in quanto illustra comunque in maniera più
1334 che adeguata i principi di funzionamento delle code di messaggi.}
1336 \begin{figure}[!htb]
1337 \footnotesize \centering
1338 \begin{minipage}[c]{15cm}
1339 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1341 struct ipc_perm msg_perm; /* structure for operation permission */
1342 time_t msg_stime; /* time of last msgsnd command */
1343 time_t msg_rtime; /* time of last msgrcv command */
1344 time_t msg_ctime; /* time of last change */
1345 msgqnum_t msg_qnum; /* number of messages currently on queue */
1346 msglen_t msg_qbytes; /* max number of bytes allowed on queue */
1347 pid_t msg_lspid; /* pid of last msgsnd() */
1348 pid_t msg_lrpid; /* pid of last msgrcv() */
1349 struct msg *msg_first; /* first message on queue, unused */
1350 struct msg *msg_last; /* last message in queue, unused */
1351 unsigned long int msg_cbytes; /* current number of bytes on queue */
1356 \caption{La struttura \var{msgid\_ds}, associata a ciascuna coda di
1358 \label{fig:ipc_msgid_ds}
1361 A ciascuna coda è associata una struttura \var{msgid\_ds}, la cui definizione,
1362 è riportata in \secref{fig:ipc_msgid_ds}. In questa struttura il kernel
1363 mantiene le principali informazioni riguardo lo stato corrente della
1364 coda.\footnote{come accennato questo vale fino ai kernel della serie 2.2.x,
1365 essa viene usata nei kernel della serie 2.4.x solo per compatibilità in
1366 quanto è quella restituita dalle funzioni dell'interfaccia. Si noti come ci
1367 sia una differenza con i campi mostrati nello schema di
1368 \figref{fig:ipc_mq_schema} che sono presi dalla definizione di
1369 \file{linux/msg.h}, e fanno riferimento alla definizione della omonima
1370 struttura usata nel kernel.} In \figref{fig:ipc_msgid_ds} sono elencati i
1371 campi significativi definiti in \file{sys/msg.h}, a cui si sono aggiunti gli
1372 ultimi tre campi che sono previsti dalla implementazione originale di System
1373 V, ma non dallo standard Unix98.
1375 Quando si crea una nuova coda con \func{msgget} questa struttura viene
1376 inizializzata, in particolare il campo \var{msg\_perm} viene inizializzato
1377 come illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}, per quanto riguarda
1378 gli altri campi invece:
1380 \item il campo \var{msg\_qnum}, che esprime il numero di messaggi presenti
1381 sulla coda, viene inizializzato a 0.
1382 \item i campi \var{msg\_lspid} e \var{msg\_lrpid}, che esprimono
1383 rispettivamente il \acr{pid} dell'ultimo processo che ha inviato o ricevuto
1384 un messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
1385 \item i campi \var{msg\_stime} e \var{msg\_rtime}, che esprimono
1386 rispettivamente il tempo in cui è stato inviato o ricevuto l'ultimo
1387 messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
1388 \item il campo \var{msg\_ctime}, che esprime il tempo di creazione della coda,
1389 viene inizializzato al tempo corrente.
1390 \item il campo \var{msg\_qbytes} che esprime la dimensione massima del
1391 contenuto della coda (in byte) viene inizializzato al valore preimpostato
1392 del sistema (\macro{MSGMNB}).
1393 \item i campi \var{msg\_first} e \var{msg\_last} che esprimono l'indirizzo del
1394 primo e ultimo messaggio sono inizializzati a \macro{NULL} e
1395 \var{msg\_cbytes}, che esprime la dimensione in byte dei messaggi presenti è
1396 inizializzato a zero. Questi campi sono ad uso interno dell'implementazione
1397 e non devono essere utilizzati da programmi in user space).
1400 Una volta creata una coda di messaggi le operazioni di controllo vengono
1401 effettuate con la funzione \func{msgctl}, che (come le analoghe \func{semctl}
1402 e \func{shmctl}) fa le veci di quello che \func{ioctl} è per i file; il suo
1405 \headdecl{sys/types.h}
1406 \headdecl{sys/ipc.h}
1407 \headdecl{sys/msg.h}
1409 \funcdecl{int msgctl(int msqid, int cmd, struct msqid\_ds *buf)}
1411 Esegue l'operazione specificata da \param{cmd} sulla coda \param{msqid}.
1413 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo o -1 in caso di
1414 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1416 \item[\macro{EACCES}] Si è richiesto \macro{IPC\_STAT} ma processo chiamante
1417 non ha i privilegi di lettura sulla coda.
1418 \item[\macro{EIDRM}] La coda richiesta è stata cancellata.
1419 \item[\macro{EPERM}] Si è richiesto \macro{IPC\_SET} o \macro{IPC\_RMID} ma
1420 il processo non ha i privilegi, o si è richiesto di aumentare il valore di
1421 \var{msg\_qbytes} oltre il limite \macro{MSGMNB} senza essere
1424 ed inoltre \macro{EFAULT} ed \macro{EINVAL}.
1428 La funzione permette di accedere ai valori della struttura \var{msqid\_ds},
1429 mantenuta all'indirizzo \param{buf}, per la coda specificata
1430 dall'identificatore \param{msqid}. Il comportamento della funzione dipende dal
1431 valore dell'argomento \param{cmd}, che specifica il tipo di azione da
1432 eseguire; i valori possibili sono:
1433 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
1434 \item[\macro{IPC\_STAT}] Legge le informazioni riguardo la coda nella
1435 struttura indicata da \param{buf}. Occorre avere il permesso di lettura
1437 \item[\macro{IPC\_RMID}] Rimuove la coda, cancellando tutti i dati, con
1438 effetto immediato. Tutti i processi che cercheranno di accedere alla coda
1439 riceveranno un errore di \macro{EIDRM}, e tutti processi in attesa su
1440 funzioni di di lettura o di scrittura sulla coda saranno svegliati ricevendo
1441 il medesimo errore. Questo comando può essere eseguito solo da un processo
1442 con userid effettivo corrispondente al creatore o al proprietario della
1443 coda, o all'amministratore.
1444 \item[\macro{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
1445 della coda, ed il limite massimo sulle dimensioni del totale dei messaggi in
1446 essa contenuti (\var{msg\_qbytes}). I valori devono essere passati in una
1447 struttura \var{msqid\_ds} puntata da \param{buf}. Per modificare i valori
1448 di \var{msg\_perm.mode}, \var{msg\_perm.uid} e \var{msg\_perm.gid} occorre
1449 essere il proprietario o il creatore della coda, oppure l'amministratore; lo
1450 stesso vale per \var{msg\_qbytes}, ma l'amministratore ha la facoltà di
1451 incrementarne il valore a limiti superiori a \macro{MSGMNB}.
1455 Una volta che si abbia a disposizione l'identificatore, per inviare un
1456 messaggio su una coda si utilizza la funzione \func{msgsnd}; il suo prototipo
1459 \headdecl{sys/types.h}
1460 \headdecl{sys/ipc.h}
1461 \headdecl{sys/msg.h}
1463 \funcdecl{int msgsnd(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz, int
1466 Invia un messaggio sulla coda \param{msqid}.
1468 \bodydesc{La funzione restituisce 0, e -1 in caso di errore, nel qual caso
1469 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1471 \item[\macro{EACCES}] Non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
1472 \item[\macro{EIDRM}] La coda è stata cancellata.
1473 \item[\macro{EAGAIN}] Il messaggio non può essere inviato perché si è
1474 superato il limite \var{msg\_qbytes} sul numero massimo di byte presenti
1475 sulla coda, e si è richiesto \macro{IPC\_NOWAIT} in \param{flag}.
1476 \item[\macro{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1477 \item[\macro{EINVAL}] Si è specificato un \param{msgid} invalido, o un
1478 valore non positivo per \param{mtype}, o un valore di \param{msgsz}
1479 maggiore di \macro{MSGMAX}.
1481 ed inoltre \macro{EFAULT} ed \macro{ENOMEM}.
1485 La funzione inserisce il messaggio sulla coda specificata da \param{msqid}; il
1486 messaggio ha lunghezza specificata da \param{msgsz} ed è passato attraverso il
1487 l'argomento \param{msgp}. Quest'ultimo deve venire passato sempre come
1488 puntatore ad una struttura \var{msgbuf} analoga a quella riportata in
1489 \figref{fig:ipc_msbuf} che è quella che deve contenere effettivamente il
1490 messaggio. La dimensione massima per il testo di un messaggio non può
1491 comunque superare il limite \macro{MSGMAX}.
1493 La struttura di \figref{fig:ipc_msbuf} è comunque solo un modello, tanto che
1494 la definizione contenuta in \file{sys/msg.h} usa esplicitamente per il secondo
1495 campo il valore \code{mtext[1]}, che non è di nessuna utilità ai fini pratici.
1496 La sola cosa che conta è che la struttura abbia come primo membro un campo
1497 \var{mtype} come nell'esempio; esso infatti serve ad identificare il tipo di
1498 messaggio e deve essere sempre specificato come intero positivo di tipo
1499 \ctyp{long}. Il campo \var{mtext} invece può essere di qualsiasi tipo e
1500 dimensione, e serve a contenere il testo del messaggio.
1502 In generale pertanto per inviare un messaggio con \func{msgsnd} si usa
1503 ridefinire una struttura simile a quella di \figref{fig:ipc_msbuf}, adattando
1504 alle proprie esigenze il campo \var{mtype}, (o ridefinendo come si vuole il
1505 corpo del messaggio, anche con più campi o con strutture più complesse) avendo
1506 però la cura di mantenere nel primo campo un valore di tipo \ctyp{long} che ne
1509 Si tenga presente che la lunghezza che deve essere indicata in questo
1510 argomento è solo quella del messaggio, non quella di tutta la struttura, se
1511 cioè \var{message} è una propria struttura che si passa alla funzione,
1512 \param{msgsz} dovrà essere uguale a \code{sizeof(message)-sizeof(long)}, (se
1513 consideriamo il caso dell'esempio in \figref{fig:ipc_msbuf}, \param{msgsz}
1514 dovrà essere pari a \macro{LENGTH}).
1516 \begin{figure}[!htb]
1517 \footnotesize \centering
1518 \begin{minipage}[c]{15cm}
1519 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1521 long mtype; /* message type, must be > 0 */
1522 char mtext[LENGTH]; /* message data */
1527 \caption{Schema della struttura \var{msgbuf}, da utilizzare come argomento
1528 per inviare/ricevere messaggi.}
1529 \label{fig:ipc_msbuf}
1532 Per capire meglio il funzionamento della funzione riprendiamo in
1533 considerazione la struttura della coda illustrata in
1534 \figref{fig:ipc_mq_schema}. Alla chiamata di \func{msgsnd} il nuovo messaggio
1535 sarà aggiunto in fondo alla lista inserendo una nuova struttura \var{msg}, il
1536 puntatore \var{msg\_last} di \var{msqid\_ds} verrà aggiornato, come pure il
1537 puntatore al messaggio successivo per quello che era il precedente ultimo
1538 messaggio; il valore di \var{mtype} verrà mantenuto in \var{msg\_type} ed il
1539 valore di \param{msgsz} in \var{msg\_ts}; il testo del messaggio sarà copiato
1540 all'indirizzo specificato da \var{msg\_spot}.
1542 Il valore dell'argomento \param{flag} permette di specificare il comportamento
1543 della funzione. Di norma, quando si specifica un valore nullo, la funzione
1544 ritorna immediatamente a meno che si sia ecceduto il valore di
1545 \var{msg\_qbytes}, o il limite di sistema sul numero di messaggi, nel qual
1546 caso si blocca mandando il processo in stato di \textit{sleep}. Se si
1547 specifica per \param{flag} il valore \macro{IPC\_NOWAIT} la funzione opera in
1548 modalità non bloccante, ed in questi casi ritorna immediatamente con un errore
1551 Se non si specifica \macro{IPC\_NOWAIT} la funzione resterà bloccata fintanto
1552 che non si liberano risorse sufficienti per poter inserire nella coda il
1553 messaggio, nel qual caso ritornerà normalmente. La funzione può ritornare, con
1554 una condizione di errore anche in due altri casi: quando la coda viene rimossa
1555 (nel qual caso si ha un errore di \macro{EIDRM}) o quando la funzione viene
1556 interrotta da un segnale (nel qual caso si ha un errore di \macro{EINTR}).
1558 Una volta completato con successo l'invio del messaggio sulla coda, la
1559 funzione aggiorna i dati mantenuti in \var{msqid\_ds}, in particolare vengono
1562 \item Il valore di \var{msg\_lspid}, che viene impostato al \acr{pid} del
1564 \item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene incrementato di uno.
1565 \item Il valore \var{msg\_stime}, che viene impostato al tempo corrente.
1568 La funzione che viene utilizzata per estrarre un messaggio da una coda è
1569 \func{msgrcv}; il suo prototipo è:
1571 \headdecl{sys/types.h}
1572 \headdecl{sys/ipc.h}
1573 \headdecl{sys/msg.h}
1575 \funcdecl{ssize\_t msgrcv(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz,
1576 long msgtyp, int msgflg)}
1578 Legge un messaggio dalla coda \param{msqid}.
1580 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte letti in caso di
1581 successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1584 \item[\macro{EACCES}] Non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
1585 \item[\macro{EIDRM}] La coda è stata cancellata.
1586 \item[\macro{E2BIG}] Il testo del messaggio è più lungo di \param{msgsz} e
1587 non si è specificato \macro{MSG\_NOERROR} in \param{msgflg}.
1588 \item[\macro{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale mentre era
1589 in attesa di ricevere un messaggio.
1590 \item[\macro{EINVAL}] Si è specificato un \param{msgid} invalido o un valore
1591 di \param{msgsz} negativo.
1593 ed inoltre \macro{EFAULT}.
1597 La funzione legge un messaggio dalla coda specificata, scrivendolo sulla
1598 struttura puntata da \param{msgp}, che dovrà avere un formato analogo a quello
1599 di \figref{fig:ipc_msbuf}. Una volta estratto, il messaggio sarà rimosso dalla
1600 coda. L'argomento \param{msgsz} indica la lunghezza massima del testo del
1601 messaggio (equivalente al valore del parametro \macro{LENGTH} nell'esempio di
1602 \figref{fig:ipc_msbuf}).
1604 Se il testo del messaggio ha lunghezza inferiore a \param{msgsz} esso viene
1605 rimosso dalla coda; in caso contrario, se \param{msgflg} è impostato a
1606 \macro{MSG\_NOERROR}, il messaggio viene troncato e la parte in eccesso viene
1607 perduta, altrimenti il messaggio non viene estratto e la funzione ritorna con
1608 un errore di \macro{E2BIG}.
1610 L'argomento \param{msgtyp} permette di restringere la ricerca ad un
1611 sottoinsieme dei messaggi presenti sulla coda; la ricerca infatti è fatta con
1612 una scansione della struttura mostrata in \figref{fig:ipc_mq_schema},
1613 restituendo il primo messaggio incontrato che corrisponde ai criteri
1614 specificati (che quindi, visto come i messaggi vengono sempre inseriti dalla
1615 coda, è quello meno recente); in particolare:
1617 \item se \param{msgtyp} è 0 viene estratto il messaggio in cima alla coda, cioè
1618 quello fra i presenti che è stato inserito inserito per primo.
1619 \item se \param{msgtyp} è positivo viene estratto il primo messaggio il cui
1620 tipo (il valore del campo \var{mtype}) corrisponde al valore di
1622 \item se \param{msgtyp} è negativo viene estratto il primo fra i messaggi con
1623 il valore più basso del tipo, fra tutti quelli il cui tipo ha un valore
1624 inferiore al valore assoluto di \param{msgtyp}.
1627 Il valore di \param{msgflg} permette di controllare il comportamento della
1628 funzione, esso può essere nullo o una maschera binaria composta da uno o più
1629 valori. Oltre al precedente \macro{MSG\_NOERROR}, sono possibili altri due
1630 valori: \macro{MSG\_EXCEPT}, che permette, quando \param{msgtyp} è positivo,
1631 di leggere il primo messaggio nella coda con tipo diverso da \param{msgtyp}, e
1632 \macro{IPC\_NOWAIT} che causa il ritorno immediato della funzione quando non
1633 ci sono messaggi sulla coda.
1635 Il comportamento usuale della funzione infatti, se non ci sono messaggi
1636 disponibili per la lettura, è di bloccare il processo in stato di
1637 \textit{sleep}. Nel caso però si sia specificato \macro{IPC\_NOWAIT} la
1638 funzione ritorna immediatamente con un errore \macro{ENOMSG}. Altrimenti la
1639 funzione ritorna normalmente non appena viene inserito un messaggio del tipo
1640 desiderato, oppure ritorna con errore qualora la coda sia rimossa (con
1641 \var{errno} impostata a \macro{EIDRM}) o se il processo viene interrotto da un
1642 segnale (con \var{errno} impostata a \macro{EINTR}).
1644 Una volta completata con successo l'estrazione del messaggio dalla coda, la
1645 funzione aggiorna i dati mantenuti in \var{msqid\_ds}, in particolare vengono
1648 \item Il valore di \var{msg\_lrpid}, che viene impostato al \acr{pid} del
1650 \item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene decrementato di uno.
1651 \item Il valore \var{msg\_rtime}, che viene impostato al tempo corrente.
1654 Come esempio dell'uso delle code di messaggi possiamo riscrivere il nostro
1655 server di \textit{fortunes} usando queste al posto delle fifo. In questo caso
1656 useremo una sola coda di messaggi, usando il tipo di messaggio per comunicare
1657 in maniera indipendente con client diversi.
1659 \begin{figure}[!bht]
1660 \footnotesize \centering
1661 \begin{minipage}[c]{15cm}
1662 \begin{lstlisting}{}
1663 int msgid; /* Message queue identifier */
1664 int main(int argc, char *argv[])
1666 /* Variables definition */
1668 char **fortune; /* array of fortune message string */
1669 char *fortunefilename; /* fortune file name */
1670 struct msgbuf_read { /* message struct to read request from clients */
1671 long mtype; /* message type, must be 1 */
1672 long pid; /* message data, must be the pid of the client */
1674 struct msgbuf_write { /* message struct to write result to clients */
1675 long mtype; /* message type, will be the pid of the client*/
1676 char mtext[MSGMAX]; /* message data, will be the fortune */
1678 key_t key; /* Message queue key */
1679 int size; /* message size */
1681 Signal(SIGTERM, HandSIGTERM); /* set handlers for termination */
1682 Signal(SIGINT, HandSIGTERM);
1683 Signal(SIGQUIT, HandSIGTERM);
1684 if (n==0) usage(); /* if no pool depth exit printing usage info */
1685 i = FortuneParse(fortunefilename, fortune, n); /* parse phrases */
1686 /* Create the queue */
1687 key = ftok("./MQFortuneServer.c", 1);
1688 msgid = msgget(key, IPC_CREAT|0666);
1690 perror("Cannot create message queue");
1693 /* Main body: loop over requests */
1695 msgrcv(msgid, &msg_read, sizeof(int), 1, MSG_NOERROR);
1696 n = random() % i; /* select random value */
1697 strncpy(msg_write.mtext, fortune[n], MSGMAX);
1698 size = min(strlen(fortune[n])+1, MSGMAX);
1699 msg_write.mtype=msg_read.pid; /* use request pid as type */
1700 msgsnd(msgid, &msg_write, size, 0);
1704 * Signal Handler to manage termination
1706 void HandSIGTERM(int signo) {
1707 msgctl(msgid, IPC_RMID, NULL); /* remove message queue */
1713 \caption{Sezione principale del codice del server di \textit{fortunes}
1714 basato sulle \textit{message queue}.}
1715 \label{fig:ipc_mq_fortune_server}
1718 In \figref{fig:ipc_mq_fortune_server} si è riportato un estratto delle parti
1719 principali del codice del nuovo server (il codice completo è nel file
1720 \file{MQFortuneServer.c} nei sorgenti allegati). Il programma è basato su un
1721 uso accorto della caratteristica di poter associate un ``tipo'' ai messaggi
1722 per permettere una comunicazione indipendente fra il server ed i vari client,
1723 usando il \acr{pid} di questi ultimi come identificativo. Questo è possibile
1724 in quanto, al contrario di una fifo, la lettura di una coda di messaggi può
1725 non essere sequenziale, proprio grazie alla classificazione dei messaggi sulla
1728 Il programma, oltre alle solite variabili per il nome del file da cui leggere
1729 le \textit{fortunes} e per il vettore di stringhe che contiene le frasi,
1730 definisce due strutture appositamente per la comunicazione; con
1731 \var{msgbuf\_read} (\texttt{\small 8--11}) vengono passate le richieste mentre
1732 con \var{msgbuf\_write} (\texttt{\small 12--15}) vengono restituite le frasi.
1734 La gestione delle opzioni si è al solito omessa, essa si curerà di impostare
1735 in \var{n} il numero di frasi da leggere specificato a linea di comando ed in
1736 \var{fortunefilename} il file da cui leggerle; dopo aver installato
1737 (\texttt{\small 19--21}) dei manipolatori per gestire l'uscita dal server,
1738 viene prima controllato (\texttt{\small 22}) il numero di frasi richieste
1739 abbia senso (cioè sia maggiore di zero), le quali poi (\texttt{\small 23})
1740 vengono lette nel vettore in memoria con la stessa funzione
1741 \code{FortuneParse()} usata anche per il server basato sulle fifo.
1743 Una volta inizializzato il vettore di stringhe coi messaggi presi dal file
1744 delle \textit{fortune} si procede (\texttt{\small 25}) con la generazione di
1745 una chiave per identificare la coda di messaggi (si usa il nome del file dei
1746 sorgenti del server) con la quale poi si esegue (\texttt{\small 26}) la
1747 creazione della stessa (si noti come si sia chiamata \func{msgget} con un
1748 valore opportuno per l'argomento \param{flag}), avendo cura di abortire il
1749 programma (\texttt{\small 27--29}) in caso di errore.
1751 Finita la fase di inizializzazione il server esegue in permanenza il ciclo
1752 principale (\texttt{\small 32--41}). Questo inizia (\texttt{\small 33}) con il
1753 porsi in attesa di un messaggio di richiesta da parte di un client; si noti
1754 infatti come \func{msgrcv} richieda un messaggio con \var{mtype} uguale a 1:
1755 questo è il valore usato per le richieste dato che corrisponde al \acr{pid} di
1756 \cmd{init}, che non può essere un client. L'uso del flag \macro{MSG\_NOERROR}
1757 è solo per sicurezza, dato che i messaggi di richiesta sono di dimensione
1758 fissa (e contengono solo il \acr{pid} del client).
1760 Se non sono presenti messaggi di richiesta \func{msgrcv} si bloccherà,
1761 ritornando soltanto in corrispondenza dell'arrivo sulla coda di un messaggio
1762 di richiesta da parte di un client, in tal caso il ciclo prosegue
1763 (\texttt{\small 34}) selezionando una frase a caso, copiandola (\texttt{\small
1764 35}) nella struttura \var{msgbuf\_write} usata per la risposta e
1765 calcolandone (\texttt{\small 36}) la dimensione.
1767 Per poter permettere a ciascun client di ricevere solo la risposta indirizzata
1768 a lui il tipo del messaggio in uscita viene inizializzato (\texttt{\small 37})
1769 al valore del \acr{pid} del client ricevuto nel messaggio di richiesta.
1770 L'ultimo passo del ciclo (\texttt{\small 38}) è inviare sulla coda il
1771 messaggio di risposta. Si tenga conto che se la coda è piena anche questa
1772 funzione potrà bloccarsi fintanto che non venga liberato dello spazio.
1774 Si noti che il programma può terminare solo grazie ad una interruzione da
1775 parte di un segnale; in tal caso verrà eseguito il manipolatore
1776 \code{HandSIGTERM}, che semplicemente si limita a cancellare la coda
1777 (\texttt{\small 44}) ed ad uscire (\texttt{\small 45}).
1779 \begin{figure}[!bht]
1780 \footnotesize \centering
1781 \begin{minipage}[c]{15cm}
1782 \begin{lstlisting}{}
1783 int main(int argc, char *argv[])
1786 key = ftok("./MQFortuneServer.c", 1);
1787 msgid = msgget(key, 0);
1789 perror("Cannot find message queue");
1792 /* Main body: do request and write result */
1793 msg_read.mtype = 1; /* type for request is always 1 */
1794 msg_read.pid = getpid(); /* use pid for communications */
1795 size = sizeof(msg_read.pid);
1796 msgsnd(msgid, &msg_read, size, 0); /* send request message */
1797 msgrcv(msgid, &msg_write, MSGMAX, msg_read.pid, MSG_NOERROR);
1798 printf("%s", msg_write.mtext);
1803 \caption{Sezione principale del codice del client di \textit{fortunes}
1804 basato sulle \textit{message queue}.}
1805 \label{fig:ipc_mq_fortune_client}
1808 In \figref{fig:ipc_mq_fortune_client} si è riportato un estratto il codice del
1809 programma client. Al solito il codice completo è con i sorgenti allegati, nel
1810 file \file{MQFortuneClient.c}. Come sempre si sono rimosse le parti relative
1811 alla gestione delle opzioni, ed in questo caso, anche la dichiarazione delle
1812 variabili, che, per la parte relative alle strutture usate per la
1813 comunicazione tramite le code, sono le stesse viste in
1814 \figref{fig:ipc_mq_fortune_server}.
1816 Il client in questo caso è molto semplice; la prima parte del programma
1817 (\texttt{\small 4--9}) si occupa di accedere alla coda di messaggi, ed è
1818 identica a quanto visto per il server, solo che in questo caso \func{msgget}
1819 non viene chiamata con il flag di creazione in quanto la coda deve essere
1820 preesistente. In caso di errore (ad esempio se il server non è stato avviato)
1821 il programma termina immediatamente.
1823 Una volta acquisito l'identificatore della coda il client compone il
1824 messaggio di richiesta (\texttt{\small 12--13}) in \var{msg\_read}, usando 1
1825 per il tipo ed inserendo il proprio \acr{pid} come dato da passare al server.
1826 Calcolata (\texttt{\small 14}) la dimensione, provvede (\texttt{\small 15}) ad
1827 immettere la richiesta sulla coda.
1829 A questo punto non resta che (\texttt{\small 16}) rileggere dalla coda la
1830 risposta del server richiedendo a \func{msgrcv} di selezionare i messaggi di
1831 tipo corrispondente al valore del \acr{pid} inviato nella richiesta. L'ultimo
1832 passo (\texttt{\small 17}) prima di uscire è quello di stampare a video il
1835 Benché funzionante questa architettura risente dello stesso inconveniente
1836 visto anche nel caso del precedente server basato sulle fifo; se il client
1837 viene interrotto dopo l'invio del messaggio di richiesta e prima della lettura
1838 della risposta, quest'ultima resta nella coda (così come per le fifo si aveva
1839 il problema delle fifo che restavano nel filesystem). In questo caso però il
1840 problemi sono maggiori, sia perché è molto più facile esaurire la memoria
1841 dedicata ad una coda di messaggi che gli inode di un filesystem, sia perché,
1842 con il riutilizzo dei \acr{pid} da parte dei processi, un client eseguito in
1843 un momento successivo potrebbe ricevere un messaggio non indirizzato a
1848 \subsection{Semafori}
1849 \label{sec:ipc_sysv_sem}
1851 I semafori non sono meccanismi di intercomunicazione diretta come quelli
1852 (pipe, fifo e code di messaggi) visti finora, e non consentono di scambiare
1853 dati fra processi, ma servono piuttosto come meccanismi di sincronizzazione o
1854 di protezione per le \textsl{sezioni critiche}\index{sezioni critiche} del
1855 codice (si ricordi quanto detto in \secref{sec:proc_race_cond}).
1857 Un semaforo è uno speciale contatore, mantenuto nel kernel, che permette, a
1858 seconda del suo valore, di consentire o meno la prosecuzione dell'esecuzione
1859 di un programma. In questo modo l'accesso ad una risorsa condivisa da più
1860 processi può essere controllato, associando ad essa un semaforo che consente
1861 di assicurare che non più di un processo alla volta possa usarla.
1863 Il concetto di semaforo è uno dei concetti base nella programmazione ed è
1864 assolutamente generico, così come del tutto generali sono modalità con cui lo
1865 si utilizza. Un processo che deve accedere ad una risorsa eseguirà un
1866 controllo del semaforo: se questo è positivo il suo valore sarà decrementato,
1867 indicando che si è consumato una unità della risorsa, ed il processo potrà
1868 proseguire nell'utilizzo di quest'ultima, provvedendo a rilasciarla, una volta
1869 completate le operazioni volute, reincrementando il semaforo.
1871 Se al momento del controllo il valore del semaforo è nullo, siamo invece in
1872 una situazione in cui la risorsa non è disponibile, ed il processo si
1873 bloccherà in stato di \textit{sleep} fin quando chi la sta utilizzando non la
1874 rilascerà, incrementando il valore del semaforo. Non appena il semaforo torna
1875 positivo, indicando che la risorsa è disponibile, il processo sarà svegliato,
1876 e si potrà operare come nel caso precedente (decremento del semaforo, accesso
1877 alla risorsa, incremento del semaforo).
1879 Per poter implementare questo tipo di logica le operazioni di controllo e
1880 decremento del contatore associato al semaforo devono essere atomiche,
1881 pertanto una realizzazione di un oggetto di questo tipo è necessariamente
1882 demandata al kernel. La forma più semplice di semaforo è quella del
1883 \textsl{semaforo binario}, o \textit{mutex}, in cui un valore diverso da zero
1884 (normalmente 1) indica la libertà di accesso, e un valore nullo l'occupazione
1885 della risorsa; in generale però si possono usare semafori con valori interi,
1886 utilizzando il valore del contatore come indicatore del ``numero di risorse''
1889 Il sistema di comunicazione interprocesso di System V IPC prevede anche i
1890 semafori, ma gli oggetti utilizzati non sono semafori singoli, ma gruppi di
1891 semafori detti \textsl{insiemi} (o \textit{semaphore set}); la funzione che
1892 permette di creare o ottenere l'identificatore di un insieme di semafori è
1893 \func{semget}, ed il suo prototipo è:
1895 \headdecl{sys/types.h}
1896 \headdecl{sys/ipc.h}
1897 \headdecl{sys/sem.h}
1899 \funcdecl{int semget(key\_t key, int nsems, int flag)}
1901 Restituisce l'identificatore di un insieme di semafori.
1903 \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
1904 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà gli stessi valori
1905 visti per \func{msgget}.}
1908 La funzione è del tutto analoga a \func{msgget}, solo che in questo caso
1909 restituisce l'identificatore di un insieme di semafori, in particolare è
1910 identico l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag}, per cui non
1911 ripeteremo quanto detto al proposito in \secref{sec:ipc_sysv_mq}. L'argomento
1912 \param{nsems} permette di specificare quanti semafori deve contenere l'insieme
1913 quando se ne richieda la creazione, e deve essere nullo quando si effettua una
1914 richiesta dell'identificatore di un insieme già esistente.
1916 Purtroppo questa implementazione complica inutilmente lo schema elementare che
1917 abbiamo descritto, dato che non è possibile definire un singolo semaforo, ma
1918 se ne deve creare per forza un insieme. Ma questa in definitiva è solo una
1919 complicazione inutile, il problema è che i semafori del System V IPC soffrono
1920 di altri due, ben più gravi, difetti.
1922 Il primo difetto è che non esiste una funzione che permetta di creare ed
1923 inizializzare un semaforo in un'unica chiamata; occorre prima creare l'insieme
1924 dei semafori con \func{semget} e poi inizializzarlo con \func{semctl}, si
1925 perde così ogni possibilità di eseguire atomicamente questa operazione.
1927 Il secondo difetto deriva dalla caratteristica generale degli oggetti del
1928 System V IPC di essere risorse globali di sistema, che non vengono cancellate
1929 quando nessuno le usa più; ci si così a trova a dover affrontare
1930 esplicitamente il caso in cui un processo termina per un qualche errore,
1931 lasciando un semaforo occupato, che resterà tale fino al successivo riavvio
1932 del sistema. Come vedremo esistono delle modalità per evitare tutto ciò, ma
1933 diventa necessario indicare esplicitamente che si vuole il ripristino del
1934 semaforo all'uscita del processo.
1937 \begin{figure}[!htb]
1938 \footnotesize \centering
1939 \begin{minipage}[c]{15cm}
1940 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1943 struct ipc_perm sem_perm; /* operation permission struct */
1944 time_t sem_otime; /* last semop() time */
1945 time_t sem_ctime; /* last time changed by semctl() */
1946 unsigned long int sem_nsems; /* number of semaphores in set */
1951 \caption{La struttura \var{semid\_ds}, associata a ciascun insieme di
1953 \label{fig:ipc_semid_ds}
1956 A ciascun insieme di semafori è associata una struttura \var{semid\_ds},
1957 riportata in \figref{fig:ipc_semid_ds}.\footnote{non si sono riportati i campi
1958 ad uso interno del kernel, che vedremo in \figref{fig:ipc_sem_schema}, che
1959 dipendono dall'implementazione.} Come nel caso delle code di messaggi quando
1960 si crea un nuovo insieme di semafori con \func{semget} questa struttura viene
1961 inizializzata, in particolare il campo \var{sem\_perm} viene inizializzato
1962 come illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control} (si ricordi che in
1963 questo caso il permesso di scrittura è in realtà permesso di alterare il
1964 semaforo), per quanto riguarda gli altri campi invece:
1966 \item il campo \var{sem\_nsems}, che esprime il numero di semafori
1967 nell'insieme, viene inizializzato al valore di \param{nsems}.
1968 \item il campo \var{sem\_ctime}, che esprime il tempo di creazione
1969 dell'insieme, viene inizializzato al tempo corrente
1970 \item il campo \var{sem\_otime}, che esprime il tempo dell'ultima operazione
1971 effettuata, viene inizializzato a zero.
1975 Ciascun semaforo dell'insieme è realizzato come una struttura di tipo
1976 \var{sem} che ne contiene i dati essenziali, la sua definizione\footnote{si è
1977 riportata la definizione originaria del kernel 1.0, che contiene la prima
1978 realizzazione del System V IPC in Linux. In realtà questa struttura ormai è
1979 ridotta ai soli due primi membri, e gli altri vengono calcolati
1980 dinamicamente. La si è utilizzata a scopo di esempio, perché indica tutti i
1981 valori associati ad un semaforo, restituiti dalle funzioni di controllo, e
1982 citati dalle pagine di manuale.} è riportata in \figref{fig:ipc_sem}. Questa
1983 struttura, come le altre, non è accessibile in user space, ma i valori in essa
1984 specificati possono essere letti in maniera indiretta, attraverso l'uso delle
1985 funzioni di controllo.
1987 \begin{figure}[!htb]
1988 \footnotesize \centering
1989 \begin{minipage}[c]{15cm}
1990 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
1992 short sempid; /* pid of last operation */
1993 ushort semval; /* current value */
1994 ushort semncnt; /* num procs awaiting increase in semval */
1995 ushort semzcnt; /* num procs awaiting semval = 0 */
2000 \caption{La struttura \var{sem}, che contiene i dati di un singolo semaforo.}
2004 I dati mantenuti nella struttura, ed elencati in \figref{fig:ipc_sem},
2005 indicano rispettivamente:
2006 \begin{description*}
2007 \item[\var{semval}] il valore numerico del semaforo.
2008 \item[\var{sempid}] il \acr{pid} dell'ultimo processo che ha eseguito una
2009 operazione sul semaforo
2010 \item[\var{semncnt}] il numero di processi in attesa che esso venga
2012 \item[\var{semzcnt}] il numero di processi in attesa che esso si annulli.
2018 \begin{tabular}[c]{|c|r|p{8cm}|}
2020 \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2023 \macro{SEMMNI}& 128 & Numero massimo di insiemi di semafori. \\
2024 \macro{SEMMSL}& 250 & Numero massimo di semafori per insieme.\\
2025 \macro{SEMMNS}&\macro{SEMMNI}*\macro{SEMMSL}& Numero massimo di semafori
2027 \macro{SEMVMX}& 32767 & Massimo valore per un semaforo.\\
2028 \macro{SEMOPM}& 32 & Massimo numero di operazioni per chiamata a
2030 \macro{SEMMNU}&\macro{SEMMNS}& Massimo numero di strutture di ripristino.\\
2031 \macro{SEMUME}&\macro{SEMOPM}& Massimo numero di voci di ripristino.\\
2032 \macro{SEMAEM}&\macro{SEMVMX}& valore massimo per l'aggiustamento
2036 \caption{Valori delle costanti associate ai limiti degli insiemi di
2037 semafori, definite in \file{linux/sem.h}.}
2038 \label{tab:ipc_sem_limits}
2043 Come per le code di messaggi anche per gli insiemi di semafori esistono una
2044 serie di limiti, i cui valori sono associati ad altrettante costanti, che si
2045 sono riportate in \tabref{tab:ipc_sem_limits}. Alcuni di questi limiti sono al
2046 solito accessibili e modificabili attraverso \func{sysctl} o scrivendo
2047 direttamente nel file \file{/proc/sys/kernel/sem}.
2049 La funzione che permette di effettuare le varie operazioni di controllo sui
2050 semafori (fra le quali, come accennato, è impropriamente compresa anche la
2051 loro inizializzazione) è \func{semctl}; il suo prototipo è:
2053 \headdecl{sys/types.h}
2054 \headdecl{sys/ipc.h}
2055 \headdecl{sys/sem.h}
2057 \funcdecl{int semctl(int semid, int semnum, int cmd)}
2058 \funcdecl{int semctl(int semid, int semnum, int cmd, union semun arg)}
2060 Esegue le operazioni di controllo su un semaforo o un insieme di semafori.
2062 \bodydesc{La funzione restituisce in caso di successo un valore positivo
2063 quanto usata con tre argomenti ed un valore nullo quando usata con
2064 quattro. In caso di errore restituisce -1, ed \var{errno} assumerà uno dei
2067 \item[\macro{EACCES}] Il processo non ha i privilegi per eseguire
2068 l'operazione richiesta.
2069 \item[\macro{EIDRM}] L'insieme di semafori è stato cancellato.
2070 \item[\macro{EPERM}] Si è richiesto \macro{IPC\_SET} o \macro{IPC\_RMID} ma
2071 il processo non ha privilegi sufficienti ad eseguire l'operazione.
2072 \item[\macro{ERANGE}] Si è richiesto \macro{SETALL} \macro{SETVAL} ma il
2073 valore a cui si vuole impostare il semaforo è minore di zero o maggiore
2076 ed inoltre \macro{EFAULT} ed \macro{EINVAL}.
2080 La funzione può avere tre o quattro parametri, a seconda dell'operazione
2081 specificata con \param{cmd}, ed opera o sull'intero insieme specificato da
2082 \param{semid} o sul singolo semaforo di un insieme, specificato da
2085 Qualora la funzione operi con quattro argomenti \param{arg} è
2086 un argomento generico, che conterrà un dato diverso a seconda dell'azione
2087 richiesta; per unificare l'argomento esso deve essere passato come una
2088 \var{union semun}, la cui definizione, con i possibili valori che può
2089 assumere, è riportata in \figref{fig:ipc_semun}.
2091 \begin{figure}[!htb]
2092 \footnotesize \centering
2093 \begin{minipage}[c]{15cm}
2094 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
2096 int val; /* value for SETVAL */
2097 struct semid_ds *buf; /* buffer for IPC_STAT, IPC_SET */
2098 unsigned short *array; /* array for GETALL, SETALL */
2099 /* Linux specific part: */
2100 struct seminfo *__buf; /* buffer for IPC_INFO */
2105 \caption{La definizione dei possibili valori di una \var{union semun}, usata
2106 come quarto argomento della funzione \func{semctl}.}
2107 \label{fig:ipc_semun}
2110 Come già accennato sia il comportamento della funzione che il numero di
2111 parametri con cui deve essere invocata, dipendono dal valore dell'argomento
2112 \param{cmd}, che specifica l'azione da intraprendere; i valori validi (che
2113 cioè non causano un errore di \macro{EINVAL}) per questo argomento sono i
2115 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
2116 \item[\macro{IPC\_STAT}] Legge i dati dell'insieme di semafori, copiando il
2117 contenuto della relativa struttura \var{semid\_ds} all'indirizzo specificato
2118 con \var{arg.buf}. Occorre avere il permesso di lettura. L'argomento
2119 \param{semnum} viene ignorato.
2120 \item[\macro{IPC\_RMID}] Rimuove l'insieme di semafori e le relative strutture
2121 dati, con effetto immediato. Tutti i processi che erano stato di
2122 \textit{sleep} vengono svegliati, ritornando con un errore di \macro{EIDRM}.
2123 L'userid effettivo del processo deve corrispondere o al creatore o al
2124 proprietario dell'insieme, o all'amministratore. L'argomento \param{semnum}
2126 \item[\macro{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
2127 dell'insieme. I valori devono essere passati in una struttura
2128 \var{semid\_ds} puntata da \param{arg.buf} di cui saranno usati soltanto i
2129 campi \var{sem\_perm.uid}, \var{sem\_perm.gid} e i nove bit meno
2130 significativi di \var{sem\_perm.mode}. L'userid effettivo del processo deve
2131 corrispondere o al creatore o al proprietario dell'insieme, o
2132 all'amministratore. L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
2133 \item[\macro{GETALL}] Restituisce il valore corrente di ciascun semaforo
2134 dell'insieme (corrispondente al campo \var{semval} di \var{sem}) nel vettore
2135 indicato da \param{arg.array}. Occorre avere il permesso di lettura.
2136 L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
2137 \item[\macro{GETNCNT}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
2138 numero di processi in attesa che il semaforo \param{semnum} dell'insieme
2139 \param{semid} venga incrementato (corrispondente al campo \var{semncnt} di
2140 \var{sem}); va invocata con tre argomenti. Occorre avere il permesso di
2142 \item[\macro{GETPID}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
2143 \acr{pid} dell'ultimo processo che ha compiuto una operazione sul semaforo
2144 \param{semnum} dell'insieme \param{semid} (corrispondente al campo
2145 \var{sempid} di \var{sem}); va invocata con tre argomenti. Occorre avere il
2146 permesso di lettura.
2147 \item[\macro{GETVAL}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il il
2148 valore corrente del semaforo \param{semnum} dell'insieme \param{semid}
2149 (corrispondente al campo \var{semval} di \var{sem}); va invocata con tre
2150 argomenti. Occorre avere il permesso di lettura.
2151 \item[\macro{GETZCNT}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
2152 numero di processi in attesa che il valore del semaforo \param{semnum}
2153 dell'insieme \param{semid} diventi nullo (corrispondente al campo
2154 \var{semncnt} di \var{sem}); va invocata con tre argomenti. Occorre avere
2155 il permesso di lettura.
2156 \item[\macro{SETALL}] Inizializza il valore di tutti i semafori dell'insieme,
2157 aggiornando il campo \var{sem\_ctime} di \var{semid\_ds}. I valori devono
2158 essere passati nel vettore indicato da \param{arg.array}. Si devono avere i
2159 privilegi di scrittura sul semaforo. L'argomento \param{semnum} viene
2161 \item[\macro{SETVAL}] Inizializza il semaforo \param{semnum} al valore passato
2162 dall'argomento \param{arg.val}, aggiornando il campo \var{sem\_ctime} di
2163 \var{semid\_ds}. Si devono avere i privilegi di scrittura sul semaforo.
2166 Quando si imposta il valore di un semaforo (sia che lo si faccia per tutto
2167 l'insieme con \macro{SETALL}, che per un solo semaforo con \macro{SETVAL}), i
2168 processi in attesa su di esso reagiscono di conseguenza al cambiamento di
2169 valore. Inoltre la coda delle operazioni di ripristino viene cancellata per
2170 tutti i semafori il cui valore viene modificato.
2175 \begin{tabular}[c]{|c|l|}
2177 \textbf{Operazione} & \textbf{Valore restituito} \\
2180 \macro{GETNCNT}& valore di \var{semncnt}.\\
2181 \macro{GETPID} & valore di \var{sempid}.\\
2182 \macro{GETVAL} & valore di \var{semval}.\\
2183 \macro{GETZCNT}& valore di \var{semzcnt}.\\
2186 \caption{Valori di ritorno della funzione \func{semctl}.}
2187 \label{tab:ipc_semctl_returns}
2190 Il valore di ritorno della funzione in caso di successo dipende
2191 dall'operazione richiesta; per tutte le operazioni che richiedono quattro
2192 argomenti esso è sempre nullo, per le altre operazioni, elencate in
2193 \tabref{tab:ipc_semctl_returns} viene invece restituito il valore richiesto,
2194 corrispondente al campo della struttura \var{sem} indicato nella seconda
2195 colonna della tabella.
2197 Le operazioni ordinarie sui semafori, come l'acquisizione o il rilascio degli
2198 stessi (in sostanza tutte quelle non comprese nell'uso di \func{semctl})
2199 vengono effettuate con la funzione \func{semop}, il cui prototipo è:
2201 \headdecl{sys/types.h}
2202 \headdecl{sys/ipc.h}
2203 \headdecl{sys/sem.h}
2205 \funcdecl{int semop(int semid, struct sembuf *sops, unsigned nsops)}
2207 Esegue le operazioni ordinarie su un semaforo o un insieme di semafori.
2209 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2210 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2212 \item[\macro{EACCES}] Il processo non ha i privilegi per eseguire
2213 l'operazione richiesta.
2214 \item[\macro{EIDRM}] L'insieme di semafori è stato cancellato.
2215 \item[\macro{ENOMEM}] Si è richiesto un \macro{SEM\_UNDO} ma il sistema
2216 non ha le risorse per allocare la struttura di ripristino.
2217 \item[\macro{EAGAIN}] Un'operazione comporterebbe il blocco del processo,
2218 ma si è specificato \macro{IPC\_NOWAIT} in \var{sem\_flg}.
2219 \item[\macro{EINTR}] La funzione, bloccata in attesa dell'esecuzione
2220 dell'operazione, viene interrotta da un segnale.
2221 \item[\macro{E2BIG}] L'argomento \param{nsops} è maggiore del numero
2222 massimo di operazioni \macro{SEMOPM}.
2223 \item[\macro{ERANGE}] Per alcune operazioni il valore risultante del
2224 semaforo viene a superare il limite massimo \macro{SEMVMX}.
2226 ed inoltre \macro{EFAULT} ed \macro{EINVAL}.
2230 La funzione permette di eseguire operazioni multiple sui singoli semafori di
2231 un insieme. La funzione richiede come primo argomento l'identificatore
2232 \param{semid} dell'insieme su cui si vuole operare. Il numero di operazioni da
2233 effettuare viene specificato con l'argomento \param{nsop}, mentre il loro
2234 contenuto viene passato con un puntatore ad un vettore di strutture
2235 \var{sembuf} nell'argomento \param{sops}. Le operazioni richieste vengono
2236 effettivamente eseguite se e soltanto se è possibile effettuarle tutte quante.
2238 \begin{figure}[!htb]
2239 \footnotesize \centering
2240 \begin{minipage}[c]{15cm}
2241 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}
2244 unsigned short int sem_num; /* semaphore number */
2245 short int sem_op; /* semaphore operation */
2246 short int sem_flg; /* operation flag */
2251 \caption{La struttura \var{sembuf}, usata per le operazioni sui
2253 \label{fig:ipc_sembuf}
2256 Il contenuto di ciascuna operazione deve essere specificato attraverso una
2257 opportuna struttura \var{sembuf} (la cui definizione è riportata in
2258 \figref{fig:ipc_sembuf}) che il programma chiamante deve avere cura di
2259 allocare in un opportuno vettore. La struttura permette di indicare il
2260 semaforo su cui operare, il tipo di operazione, ed un flag di controllo.
2262 Il campo \var{sem\_num} serve per indicare a quale semaforo dell'insieme fa
2263 riferimento l'operazione; si ricordi che i semafori sono numerati come in un
2264 vettore, per cui il primo semaforo corrisponde ad un valore nullo di
2267 Il campo \var{sem\_flg} è un flag, mantenuto come maschera binaria, per il
2268 quale possono essere impostati i due valori \macro{IPC\_NOWAIT} e
2269 \macro{SEM\_UNDO}. Impostando \macro{IPC\_NOWAIT} si fa si che, invece di
2270 bloccarsi (in tutti quei casi in cui l'esecuzione di una operazione richiede
2271 che il processo vada in stato di \textit{sleep}), \func{semop} ritorni
2272 immediatamente con un errore di \macro{EAGAIN}. Impostando \macro{SEM\_UNDO}
2273 si richiede invece che l'operazione venga registrata in modo che il valore del
2274 semaforo possa essere ripristinato all'uscita del processo.
2276 Infine \var{sem\_op} è il campo che controlla l'operazione che viene eseguita
2277 e determina il comportamento della chiamata a \func{semop}; tre sono i casi
2279 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2280 \item[\var{sem\_op}$>0$] In questo caso il valore di \var{sem\_op} viene
2281 aggiunto al valore corrente di \var{semval}. La funzione ritorna
2282 immediatamente (con un errore di \macro{ERANGE} qualora si sia superato il
2283 limite \macro{SEMVMX}) ed il processo non viene bloccato in nessun caso.
2284 Specificando \macro{SEM\_UNDO} si aggiorna il contatore per il ripristino
2285 del valore del semaforo. Al processo chiamante è richiesto il privilegio di
2286 alterazione (scrittura) sull'insieme di semafori.
2288 \item[\var{sem\_op}$=0$] Nel caso \var{semval} sia zero l'esecuzione procede
2289 immediatamente. Se \var{semval} è diverso da zero il comportamento è
2290 controllato da \var{sem\_flg}, se è stato impostato \macro{IPC\_NOWAIT} la
2291 funzione ritorna con un errore di \macro{EAGAIN}, altrimenti viene
2292 incrementato \var{semzcnt} di uno ed il processo resta in stato di
2293 \textit{sleep} fintanto che non si ha una delle condizioni seguenti:
2295 \item \var{semval} diventa zero, nel qual caso \var{semzcnt} viene
2296 decrementato di uno.
2297 \item l'insieme di semafori viene rimosso, nel qual caso \func{semop} ritorna
2298 un errore di \macro{EIDRM}.
2299 \item il processo chiamante riceve un segnale, nel qual caso \var{semzcnt}
2300 viene decrementato di uno e \func{semop} ritorna un errore di
2303 Al processo chiamante è richiesto il privilegio di lettura dell'insieme dei
2306 \item[\var{sem\_op}$<0$] Nel caso in cui \var{semval} è maggiore o uguale del
2307 valore assoluto di \var{sem\_op} (se cioè la somma dei due valori resta
2308 positiva o nulla) i valori vengono sommati e la funzione ritorna
2309 immediatamente; qualora si sia impostato \macro{SEM\_UNDO} viene anche
2310 aggiornato il contatore per il ripristino del valore del semaforo. In caso
2311 contrario (quando cioè la somma darebbe luogo ad un valore di \var{semval}
2312 negativo) se si è impostato \macro{IPC\_NOWAIT} la funzione ritorna con un
2313 errore di \macro{EAGAIN}, altrimenti viene incrementato di uno \var{semncnt}
2314 ed il processo resta in stato di \textit{sleep} fintanto che non si ha una
2315 delle condizioni seguenti:
2317 \item \var{semval} diventa maggiore o uguale del valore assoluto di
2318 \var{sem\_op}, nel qual caso \var{semncnt} viene decrementato di uno, il
2319 valore di \var{sem\_op} viene sommato a \var{semval}, e se era stato
2320 impostato \macro{SEM\_UNDO} viene aggiornato il contatore per il
2321 ripristino del valore del semaforo.
2322 \item l'insieme di semafori viene rimosso, nel qual caso \func{semop} ritorna
2323 un errore di \macro{EIDRM}.
2324 \item il processo chiamante riceve un segnale, nel qual caso \var{semncnt}
2325 viene decrementato di uno e \func{semop} ritorna un errore di
2328 Al processo chiamante è richiesto il privilegio di alterazione (scrittura)
2329 sull'insieme di semafori.
2332 In caso di successo della funzione viene aggiornato di \var{sempid} per ogni
2333 semaforo modificato al valore del \acr{pid} del processo chiamante; inoltre
2334 vengono pure aggiornati al tempo corrente i campi \var{sem\_otime} e
2337 Dato che, come già accennato in precedenza, in caso di uscita inaspettata i
2338 semafori possono restare occupati, abbiamo visto come \func{semop} permetta di
2339 attivare un meccanismo di ripristino attraverso l'uso del flag
2340 \macro{SEM\_UNDO}. Il meccanismo è implementato tramite una apposita struttura
2341 \var{sem\_undo}, associata ad ogni processo per ciascun semaforo che esso ha
2342 modificato; all'uscita i semafori modificati vengono ripristinati, e le
2343 strutture disallocate. Per mantenere coerente il comportamento queste
2344 strutture non vengono ereditate attraverso una \func{fork} (altrimenti si
2345 avrebbe un doppio ripristino), mentre passano inalterate nell'esecuzione di
2346 una \func{exec} (altrimenti non si avrebbe ripristino).
2348 Tutto questo però ha un problema di fondo. Per capire di cosa si tratta
2349 occorre fare riferimento all'implementazione usata in Linux, che è riportata
2350 in maniera semplificata nello schema di \figref{fig:ipc_sem_schema}. Si è
2351 presa come riferimento l'architettura usata fino al kernel 2.2.x che è più
2352 semplice (ed illustrata in dettaglio in \cite{tlk}); nel kernel 2.4.x la
2353 struttura del System V IPC è stata modificata, ma le definizioni relative a
2354 queste strutture restano per compatibilità.\footnote{in particolare con le
2355 vecchie versioni delle librerie del C, come le libc5.}
2358 \centering \includegraphics[width=15cm]{img/semtruct}
2359 \caption{Schema della struttura di un insieme di semafori.}
2360 \label{fig:ipc_sem_schema}
2363 Alla creazione di un nuovo insieme viene allocata una nuova strutture
2364 \var{semid\_ds} ed il relativo vettore di strutture \var{sem}. Quando si
2365 richiede una operazione viene anzitutto verificato che tutte le operazioni
2366 possono avere successo; se una di esse comporta il blocco del processo il
2367 kernel crea una struttura \var{sem\_queue} che viene aggiunta in fondo alla
2368 coda di attesa associata a ciascun insieme di semafori\footnote{che viene
2369 referenziata tramite i campi \var{sem\_pending} e \var{sem\_pending\_last}
2370 di \var{semid\_ds}.}. Nella struttura viene memorizzato il riferimento alle
2371 operazioni richieste (nel campo \var{sops}, che è un puntatore ad una
2372 struttura \var{sembuf}) e al processo corrente (nel campo \var{sleeper}) poi
2373 quest'ultimo viene messo stato di attesa e viene invocato lo
2374 scheduler\index{scheduler} per passare all'esecuzione di un altro processo.
2376 Se invece tutte le operazioni possono avere successo queste vengono eseguite
2377 immediatamente, dopo di che il kernel esegue una scansione della coda di
2378 attesa (a partire da \var{sem\_pending}) per verificare se qualcuna delle
2379 operazioni sospese in precedenza può essere eseguita, nel qual caso la
2380 struttura \var{sem\_queue} viene rimossa e lo stato del processo associato
2381 all'operazione (\var{sleeper}) viene riportato a \textit{running}; il tutto
2382 viene ripetuto fin quando non ci sono più operazioni eseguibili o si è
2385 Per gestire il meccanismo del ripristino tutte le volte che per un'operazione
2386 si è specificato il flag \macro{SEM\_UNDO} viene mantenuta per ciascun insieme
2387 di semafori una apposita struttura \var{sem\_undo} che contiene (nel vettore
2388 puntato dal campo \var{semadj}) un valore di aggiustamento per ogni semaforo
2389 cui viene sommato l'opposto del valore usato per l'operazione.
2391 Queste strutture sono mantenute in due liste,\footnote{rispettivamente
2392 attraverso i due campi \var{id\_next} e \var{proc\_next}.} una associata
2393 all'insieme di cui fa parte il semaforo, che viene usata per invalidare le
2394 strutture se questo viene cancellato o per azzerarle se si è eseguita una
2395 operazione con \func{semctl}; l'altra associata al processo che ha eseguito
2396 l'operazione;\footnote{attraverso il campo \var{semundo} di
2397 \var{task\_struct}, come mostrato in \ref{fig:ipc_sem_schema}.} quando un
2398 processo termina, la lista ad esso associata viene scandita e le operazioni
2399 applicate al semaforo.
2401 Siccome le richieste di ripristino si accumulano attraverso diverse chiamate a
2402 \func{semop} per semafori diversi, si pone il problema di come viene eseguito
2403 il ripristino all'uscita del processo, in particolare se questo può essere
2404 fatto atomicamente. Il punto è cosa succede quando una delle operazioni
2405 previste per il ripristino non può essere eseguita immediatamente perché ad
2406 esempio il semaforo è occupato; in tal caso infatti, se si pone il processo in
2407 stato di \textit{sleep} aspettando la disponibilità del semaforo (come faceva
2408 l'implementazione originaria) si perde l'atomicità dell'operazione. La scelta
2409 fatta dal kernel è pertanto quella di effettuare subito le operazioni che non
2410 prevedono un blocco del processo e di ignorare silenziosamente le altre;
2411 questo però comporta il fatto che il ripristino non è comunque garantito in
2415 \subsection{Memoria condivisa}
2416 \label{sec:ipc_sysv_shm}
2418 Il terzo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello della memoria
2419 condivisa. La funzione che permette di ottenerne uno è \func{shmget} ed il suo
2422 \headdecl{sys/types.h}
2423 \headdecl{sys/ipc.h}
2424 \headdecl{sys/shm.h}
2426 \funcdecl{int shmget(key\_t key, int size, int flag)}
2428 Restituisce l'identificatore di una memoria condivisa.
2430 \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
2431 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà gli stessi valori
2432 visti per \func{msgget}.}
2435 La funzione, come \func{semget}, è del tutto analoga a \func{msgget}, ed
2436 identico è l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag}. L'argomento
2440 \section{La comunicazione fra processi di POSIX}
2441 \label{sec:ipc_posix}
2443 Lo standard POSIX.1b ha introdotto dei nuovi meccanismi di comunicazione,
2444 rifacendosi a quelli di System V, introducendo una nuova interfaccia che
2445 evitasse i principali problemi evidenziati in coda a
2446 \secref{sec:ipc_sysv_generic}.
2450 \subsection{Considerazioni generali}
2451 \label{sec:ipc_posix_generic}
2455 \subsection{Code di messaggi}
2456 \label{sec:ipc_posix_mq}
2459 \subsection{Semafori}
2460 \label{sec:ipc_posix_sem}
2463 \subsection{Memoria condivisa}
2464 \label{sec:ipc_posix_shm}
2466 %%% Local Variables:
2468 %%% TeX-master: "gapil"