Si potrebbe obiettare che sarebbe molto più semplice salvare il risultato
intermedio su un file temporaneo. Questo però non tiene conto del fatto che un
\textit{CGI} può essere eseguito più volte in contemporanea, e si avrebbe una
-evidente \itindex{race~condition} \textit{race condition} in caso di accesso
-simultaneo a detto file da istanze diverse. Il problema potrebbe essere
-superato utilizzando un sempre diverso per il file temporaneo, che verrebbe
-creato all'avvio di ogni istanza, utilizzato dai sottoprocessi, e cancellato
-alla fine della sua esecuzione; ma a questo punto le cose non sarebbero più
-tanto semplici. L'uso di una \textit{pipe} invece permette di risolvere il
-problema in maniera semplice ed elegante, oltre ad essere molto più
-efficiente, dato che non si deve scrivere su disco.
+evidente \textit{race condition} in caso di accesso simultaneo a detto file da
+istanze diverse. Il problema potrebbe essere superato utilizzando un sempre
+diverso per il file temporaneo, che verrebbe creato all'avvio di ogni istanza,
+utilizzato dai sottoprocessi, e cancellato alla fine della sua esecuzione; ma
+a questo punto le cose non sarebbero più tanto semplici. L'uso di una
+\textit{pipe} invece permette di risolvere il problema in maniera semplice ed
+elegante, oltre ad essere molto più efficiente, dato che non si deve scrivere
+su disco.
Il programma ci servirà anche come esempio dell'uso delle funzioni di
duplicazione dei file descriptor che abbiamo trattato in
Abbiamo già trattato in sez.~\ref{sec:file_mknod} le funzioni \func{mknod} e
\func{mkfifo} che permettono di creare una \textit{fifo}. Per utilizzarne una
-un processo non avrà che da aprire il relativo \index{file!speciali} file
-speciale o in lettura o scrittura; nel primo caso il processo sarà collegato
-al capo di uscita della \textit{fifo}, e dovrà leggere, nel secondo al capo di
-ingresso, e dovrà scrivere.
+un processo non avrà che da aprire il relativo file speciale o in lettura o
+scrittura; nel primo caso il processo sarà collegato al capo di uscita della
+\textit{fifo}, e dovrà leggere, nel secondo al capo di ingresso, e dovrà
+scrivere.
Il kernel alloca un singolo buffer per ciascuna \textit{fifo} che sia stata
aperta, e questa potrà essere acceduta contemporaneamente da più processi, sia
lettura. Infine è possibile anche usare la \textit{fifo} all'interno di un
solo processo, nel qual caso però occorre stare molto attenti alla possibili
situazioni di stallo: se si cerca di leggere da una \textit{fifo} che non
-contiene dati si avrà infatti un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}
-immediato, dato che il processo si blocca e quindi non potrà mai eseguire le
-funzioni di scrittura.
+contiene dati si avrà infatti un \textit{deadlock} immediato, dato che il
+processo si blocca e quindi non potrà mai eseguire le funzioni di scrittura.
Per la loro caratteristica di essere accessibili attraverso il filesystem, è
piuttosto frequente l'utilizzo di una \textit{fifo} come canale di
Verifichiamo allora il comportamento dei nostri programmi, in questo, come in
altri esempi precedenti, si fa uso delle varie funzioni di servizio, che sono
-state raccolte nella libreria \file{libgapil.so}, per poter usare quest'ultima
+state raccolte nella libreria \file{libgapil.so}, e per poterla usare
occorrerà definire la variabile di ambiente \envvar{LD\_LIBRARY\_PATH} in modo
che il linker dinamico possa accedervi.
cosiddetti \textsl{socket locali} (o \textit{Unix domain socket}). Tratteremo
in generale i socket in cap.~\ref{cha:socket_intro}, nell'ambito
dell'interfaccia che essi forniscono per la programmazione di rete, e vedremo
-anche (in~sez.~\ref{sec:sock_sa_local}) come si possono utilizzare i
-\index{file!speciali} file speciali di tipo socket, analoghi a quelli
-associati alle \textit{fifo} (si rammenti sez.~\ref{sec:file_file_types}) cui
-si accede però attraverso quella medesima interfaccia; vale però la pena
-esaminare qui una modalità di uso dei socket locali che li rende
-sostanzialmente identici ad una \textit{pipe} bidirezionale.
+anche (in~sez.~\ref{sec:sock_sa_local}) come si possono utilizzare i file
+speciali di tipo socket, analoghi a quelli associati alle \textit{fifo} (si
+rammenti sez.~\ref{sec:file_file_types}) cui si accede però attraverso quella
+medesima interfaccia; vale però la pena esaminare qui una modalità di uso dei
+socket locali che li rende sostanzialmente identici ad una \textit{pipe}
+bidirezionale.
La funzione di sistema \funcd{socketpair}, introdotta da BSD ma supportata in
genere da qualunque sistema che fornisca l'interfaccia dei socket ed inclusa
in POSIX.1-2001, consente infatti di creare una coppia di file descriptor
connessi fra loro (tramite un socket, appunto) senza dover ricorrere ad un
-\index{file!speciali} file speciale sul filesystem. I descrittori sono del
-tutto analoghi a quelli che si avrebbero con una chiamata a \func{pipe}, con
-la sola differenza è che in questo caso il flusso dei dati può essere
-effettuato in entrambe le direzioni. Il prototipo della funzione è:
+file speciale sul filesystem. I descrittori sono del tutto analoghi a quelli
+che si avrebbero con una chiamata a \func{pipe}, con la sola differenza è che
+in questo caso il flusso dei dati può essere effettuato in entrambe le
+direzioni. Il prototipo della funzione è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
possono essere specificati sono rispettivamente \const{AF\_UNIX},
\const{SOCK\_STREAM} e \val{0}.
-A partire dal kernel 2.6.27 la funzione supporta anche l'uso dei flag
-\const{SOCK\_NONBLOCK} e \const{SOCK\_CLOEXEC} (trattati in
-sez.~\ref{sec:sock_type}) nell'indicazione del tipo di socket, con effetto
-identico agli analoghi \const{O\_CLOEXEC} e \const{O\_NONBLOCK} di una
-\func{open} (vedi tab.~\ref{tab:open_operation_flag}).
+A partire dal kernel 2.6.27 la funzione supporta nell'indicazione del tipo di
+socket anche i due flag \const{SOCK\_NONBLOCK} e \const{SOCK\_CLOEXEC}
+(trattati in sez.~\ref{sec:sock_type}), con effetto identico agli analoghi
+\const{O\_CLOEXEC} e \const{O\_NONBLOCK} di una \func{open} (vedi
+tab.~\ref{tab:open_operation_flag}).
L'utilità di chiamare questa funzione per evitare due chiamate a \func{pipe}
può sembrare limitata; in realtà l'utilizzo di questa funzione (e dei socket
\param{pathname} (che vengono ottenuti attraverso \func{stat}, da cui derivano
i possibili errori), e gli 8 bit meno significativi del numero del dispositivo
su cui è il file. Diventa perciò relativamente facile ottenere delle
-collisioni, specie se i file sono su dispositivi con lo stesso
-\itindex{minor~number} \textit{minor number}, come \file{/dev/hda1} e
-\file{/dev/sda1}.
+collisioni, specie se i file sono su dispositivi con lo stesso \textit{minor
+ number}, come \file{/dev/hda1} e \file{/dev/sda1}.
In genere quello che si fa è utilizzare un file comune usato dai programmi che
devono comunicare (ad esempio un header comune, o uno dei programmi che devono
\sysctlrelfile{kernel}{msgmnb} e \sysctlrelfile{kernel}{msgmni} di
\file{/proc/sys/kernel/}.
-Una coda di messaggi è costituita da una \itindex{linked~list} \textit{linked
- list}.\footnote{una \itindex{linked~list} \textit{linked list} è una tipica
- struttura di dati, organizzati in una lista in cui ciascun elemento contiene
- un puntatore al successivo. In questo modo la struttura è veloce
- nell'estrazione ed immissione dei dati dalle estremità dalla lista (basta
- aggiungere un elemento in testa o in coda ed aggiornare un puntatore), e
- relativamente veloce da attraversare in ordine sequenziale (seguendo i
- puntatori), è invece relativamente lenta nell'accesso casuale e nella
- ricerca.} I nuovi messaggi vengono inseriti in coda alla lista e vengono
-letti dalla cima, in fig.~\ref{fig:ipc_mq_schema} si è riportato uno schema
-semplificato con cui queste strutture vengono mantenute dal kernel. Lo schema
-illustrato in realtà è una semplificazione di quello usato fino ai kernel
-della serie 2.2. A partire della serie 2.4 la gestione delle code di messaggi
-è effettuata in maniera diversa (e non esiste una struttura \struct{msqid\_ds}
-nel kernel), ma abbiamo mantenuto lo schema precedente dato che illustra in
-maniera più che adeguata i principi di funzionamento delle code di messaggi.
+\itindbeg{linked~list}
+
+Una coda di messaggi è costituita da una \textit{linked list}.\footnote{una
+ \itindex{linked~list} \textit{linked list} è una tipica struttura di dati,
+ organizzati in una lista in cui ciascun elemento contiene un puntatore al
+ successivo. In questo modo la struttura è veloce nell'estrazione ed
+ immissione dei dati dalle estremità dalla lista (basta aggiungere un
+ elemento in testa o in coda ed aggiornare un puntatore), e relativamente
+ veloce da attraversare in ordine sequenziale (seguendo i puntatori), è
+ invece relativamente lenta nell'accesso casuale e nella ricerca.} I nuovi
+messaggi vengono inseriti in coda alla lista e vengono letti dalla cima, in
+fig.~\ref{fig:ipc_mq_schema} si è riportato uno schema semplificato con cui
+queste strutture vengono mantenute dal kernel. Lo schema illustrato in realtà
+è una semplificazione di quello usato fino ai kernel della serie 2.2. A
+partire della serie 2.4 la gestione delle code di messaggi è effettuata in
+maniera diversa (e non esiste una struttura \struct{msqid\_ds} nel kernel), ma
+abbiamo mantenuto lo schema precedente dato che illustra in maniera più che
+adeguata i principi di funzionamento delle code di messaggi.
+
+\itindend{linked~list}
\begin{figure}[!htb]
\centering \includegraphics[width=13cm]{img/mqstruct}
I semafori non sono propriamente meccanismi di intercomunicazione come
\textit{pipe}, \textit{fifo} e code di messaggi, poiché non consentono di
scambiare dati fra processi, ma servono piuttosto come meccanismi di
-sincronizzazione o di protezione per le \index{sezione~critica}
-\textsl{sezioni critiche} del codice (si ricordi quanto detto in
-sez.~\ref{sec:proc_race_cond}). Un semaforo infatti non è altro che un
-contatore mantenuto nel kernel che determina se consentire o meno la
-prosecuzione dell'esecuzione di un programma. In questo modo si può
-controllare l'accesso ad una risorsa condivisa da più processi, associandovi
-un semaforo che assicuri che non possa essere usata da più di un processo alla
-volta.
+sincronizzazione o di protezione per le \textsl{sezioni critiche} del codice
+(si ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:proc_race_cond}). Un semaforo
+infatti non è altro che un contatore mantenuto nel kernel che determina se
+consentire o meno la prosecuzione dell'esecuzione di un programma. In questo
+modo si può controllare l'accesso ad una risorsa condivisa da più processi,
+associandovi un semaforo che assicuri che non possa essere usata da più di un
+processo alla volta.
Il concetto di semaforo è uno dei concetti base nella programmazione ed è
assolutamente generico, così come del tutto generali sono modalità con cui lo
\includestruct{listati/semun.h}
\end{minipage}
\normalsize
- \caption{La definizione dei possibili valori di una \direct{union}
+ \caption{La definizione dei possibili valori di una \dirct{union}
\structd{semun}, usata come quarto argomento della funzione
\func{semctl}.}
\label{fig:ipc_semun}
memoria virtuale.
Il primo dei due flag è \const{SHM\_HUGETLB} che consente di richiedere la
-creazione del segmento usando una \itindex{huge~page} \textit{huge page}, le
-pagine di memoria di grandi dimensioni introdotte con il kernel 2.6 per
-ottimizzare le prestazioni nei sistemi più recenti che hanno grandi quantità
-di memoria. L'operazione è privilegiata e richiede che il processo abbia la
-\textit{capability} \const{CAP\_IPC\_LOCK}. Questa funzionalità è specifica di
-Linux e non è portabile.
+creazione del segmento usando una \textit{huge page}, le pagine di memoria di
+grandi dimensioni introdotte con il kernel 2.6 per ottimizzare le prestazioni
+nei sistemi più recenti che hanno grandi quantità di memoria. L'operazione è
+privilegiata e richiede che il processo abbia la \textit{capability}
+\const{CAP\_IPC\_LOCK}. Questa funzionalità è specifica di Linux e non è
+portabile.
Il secondo flag aggiuntivo, introdotto a partire dal kernel 2.6.15, è
\const{SHM\_NORESERVE}, ed ha lo stesso scopo del flag \const{MAP\_NORESERVE}
di \func{mmap} (vedi sez.~\ref{sec:file_memory_map}): non vengono riservate
-delle pagine di swap ad uso del meccanismo del \textit{copy on write}
-\itindex{copy~on~write} per mantenere le modifiche fatte sul segmento. Questo
-significa che caso di scrittura sul segmento quando non c'è più memoria
-disponibile, si avrà l'emissione di un \signal{SIGSEGV}.
+delle pagine di swap ad uso del meccanismo del \textit{copy on write} per
+mantenere le modifiche fatte sul segmento. Questo significa che caso di
+scrittura sul segmento quando non c'è più memoria disponibile, si avrà
+l'emissione di un \signal{SIGSEGV}.
Infine l'argomento \param{size} specifica la dimensione del segmento di
memoria condivisa; il valore deve essere specificato in byte, ma verrà
si ha a cuore la portabilità. Questi comandi aggiuntivi sono:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
-\item[\const{SHM\_LOCK}] Abilita il \itindex{memory~locking} \textit{memory
- locking} sul segmento di memoria condivisa, impedendo che la memoria usata
- per il segmento venga salvata su disco dal meccanismo della memoria
- virtuale. Come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_mem_lock} fino al kernel
- 2.6.9 solo l'amministratore poteva utilizzare questa capacità,\footnote{che
- richiedeva la \textit{capability} \const{CAP\_IPC\_LOCK}.} a partire dal
- dal kernel 2.6.10 anche gli utenti normali possono farlo fino al limite
- massimo determinato da \const{RLIMIT\_MEMLOCK} (vedi
+\item[\const{SHM\_LOCK}] Abilita il \textit{memory locking} sul segmento di
+ memoria condivisa, impedendo che la memoria usata per il segmento venga
+ salvata su disco dal meccanismo della memoria virtuale. Come illustrato in
+ sez.~\ref{sec:proc_mem_lock} fino al kernel 2.6.9 solo l'amministratore
+ poteva utilizzare questa capacità,\footnote{che richiedeva la
+ \textit{capability} \const{CAP\_IPC\_LOCK}.} a partire dal dal kernel
+ 2.6.10 anche gli utenti normali possono farlo fino al limite massimo
+ determinato da \const{RLIMIT\_MEMLOCK} (vedi
sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
-\item[\const{SHM\_UNLOCK}] Disabilita il \itindex{memory~locking}
- \textit{memory locking} sul segmento di memoria condivisa. Fino al kernel
- 2.6.9 solo l'amministratore poteva utilizzare questo comando in
- corrispondenza di un segmento da lui bloccato.
+\item[\const{SHM\_UNLOCK}] Disabilita il \textit{memory locking} sul segmento
+ di memoria condivisa. Fino al kernel 2.6.9 solo l'amministratore poteva
+ utilizzare questo comando in corrispondenza di un segmento da lui bloccato.
\end{basedescript}
A questi due, come per \func{msgctl} e \func{semctl}, si aggiungono tre
}
{La funzione ritorna l'indirizzo del segmento in caso di successo e $-1$ (in
- un cast a \type{void *}) per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà
+ un cast a \ctyp{void *}) per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà
uno dei valori:
\begin{errlist}
\item[\errcode{EACCES}] il processo non ha i privilegi per accedere al
L'uso di \const{SHM\_RDONLY} permette di agganciare il segmento in sola
lettura (si ricordi che anche le pagine di memoria hanno dei permessi), in tal
-caso un tentativo di scrivere sul segmento comporterà una
-\itindex{segment~violation} violazione di accesso con l'emissione di un
-segnale di \signal{SIGSEGV}. Il comportamento usuale di \func{shmat} è quello
-di agganciare il segmento con l'accesso in lettura e scrittura (ed il processo
-deve aver questi permessi in \var{shm\_perm}), non è prevista la possibilità
-di agganciare un segmento in sola scrittura.
+caso un tentativo di scrivere sul segmento comporterà una violazione di
+accesso con l'emissione di un segnale di \signal{SIGSEGV}. Il comportamento
+usuale di \func{shmat} è quello di agganciare il segmento con l'accesso in
+lettura e scrittura (ed il processo deve aver questi permessi in
+\var{shm\_perm}), non è prevista la possibilità di agganciare un segmento in
+sola scrittura.
Infine \const{SHM\_REMAP} è una estensione specifica di Linux (quindi non
portabile) che indica che la mappatura del segmento deve rimpiazzare ogni
In fig.~\ref{fig:ipc_dirmonitor_main} si è riportata la sezione principale del
corpo del programma server, insieme alle definizioni delle altre funzioni
-usate nel programma e delle \index{variabili!globali} variabili globali,
-omettendo tutto quello che riguarda la gestione delle opzioni e la stampa
-delle istruzioni di uso a video; al solito il codice completo si trova con i
-sorgenti allegati nel file \file{DirMonitor.c}.
+usate nel programma e delle variabili globali, omettendo tutto quello che
+riguarda la gestione delle opzioni e la stampa delle istruzioni di uso a
+video; al solito il codice completo si trova con i sorgenti allegati nel file
+\file{DirMonitor.c}.
\begin{figure}[!htbp]
\footnotesize \centering
\label{fig:ipc_dirmonitor_main}
\end{figure}
-Il programma usa delle \index{variabili!globali} variabili globali
-(\texttt{\small 2-14}) per mantenere i valori relativi agli oggetti usati per
-la comunicazione inter-processo; si è definita inoltre una apposita struttura
-\struct{DirProp} che contiene i dati relativi alle proprietà che si vogliono
-mantenere nella memoria condivisa, per l'accesso da parte dei client.
+Il programma usa delle variabili globali (\texttt{\small 2-14}) per mantenere
+i valori relativi agli oggetti usati per la comunicazione inter-processo; si è
+definita inoltre una apposita struttura \struct{DirProp} che contiene i dati
+relativi alle proprietà che si vogliono mantenere nella memoria condivisa, per
+l'accesso da parte dei client.
Il programma, dopo la sezione, omessa, relativa alla gestione delle opzioni da
riga di comando (che si limitano alla eventuale stampa di un messaggio di
Poi, per verificare che l'argomento specifichi effettivamente una directory,
si esegue (\texttt{\small 24-26}) su di esso una \func{chdir}, uscendo
immediatamente in caso di errore. Questa funzione serve anche per impostare
-la \index{directory~di~lavoro} directory di lavoro del programma nella
-directory da tenere sotto controllo, in vista del successivo uso della
-funzione \func{daemon}. Si noti come si è potuta fare questa scelta,
-nonostante le indicazioni illustrate in sez.~\ref{sec:sess_daemon}, per il
-particolare scopo del programma, che necessita comunque di restare all'interno
-di una directory.
+la directory di lavoro del programma nella directory da tenere sotto
+controllo, in vista del successivo uso della funzione \func{daemon}. Si noti
+come si è potuta fare questa scelta, nonostante le indicazioni illustrate in
+sez.~\ref{sec:sess_daemon}, per il particolare scopo del programma, che
+necessita comunque di restare all'interno di una directory.
Infine (\texttt{\small 27-29}) si installano i gestori per i vari segnali di
terminazione che, avendo a che fare con un programma che deve essere eseguito
Il primo passo (\texttt{\small 41}) è eseguire \func{daemon} per proseguire
con l'esecuzione in background come si conviene ad un programma demone; si
noti che si è mantenuta, usando un valore non nullo del primo argomento, la
-\index{directory~di~lavoro} directory di lavoro corrente. Una volta che il
-programma è andato in background l'esecuzione prosegue all'interno di un ciclo
-infinito (\texttt{\small 42-48}).
+directory di lavoro corrente. Una volta che il programma è andato in
+background l'esecuzione prosegue all'interno di un ciclo infinito
+(\texttt{\small 42-48}).
Si inizia (\texttt{\small 43}) bloccando il mutex con \func{MutexLock} per
poter accedere alla memoria condivisa (la funzione si bloccherà
Il codice di quest'ultima è riportato in fig.~\ref{fig:ipc_dirmonitor_sub}.
-Come si vede la funzione (\texttt{\small 2-16}) è molto semplice e si limita
-a chiamare (\texttt{\small 5}) la funzione \func{stat} sul file indicato da
+Come si vede la funzione (\texttt{\small 2-16}) è molto semplice e si limita a
+chiamare (\texttt{\small 5}) la funzione \func{stat} sul file indicato da
ciascuna voce, per ottenerne i dati, che poi utilizza per incrementare i vari
-contatori nella memoria condivisa, cui accede grazie alla
-\index{variabili!globali} variabile globale \var{shmptr}.
+contatori nella memoria condivisa, cui accede grazie alla variabile globale
+\var{shmptr}.
Dato che la funzione è chiamata da \myfunc{dir\_scan}, si è all'interno del
ciclo principale del programma, con un mutex acquisito, perciò non è
\subsection{I \textsl{file di lock}}
\label{sec:ipc_file_lock}
-\index{file!di lock|(}
+\index{file!di~lock|(}
Come illustrato in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem} i semafori del \textit{SysV-IPC}
presentano una interfaccia inutilmente complessa e con alcuni difetti
prevede\footnote{questo è quanto dettato dallo standard POSIX.1, ciò non
toglie che in alcune implementazioni questa tecnica possa non funzionare; in
particolare per Linux, nel caso di NFS, si è comunque soggetti alla
- possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race condition}.} che
-essa ritorni un errore quando usata con i flag di \const{O\_CREAT} e
-\const{O\_EXCL}. In tal modo la creazione di un \textsl{file di lock} può
-essere eseguita atomicamente, il processo che crea il file con successo si può
-considerare come titolare del lock (e della risorsa ad esso associata) mentre
-il rilascio si può eseguire con una chiamata ad \func{unlink}.
+ possibilità di una \textit{race condition}.} che essa ritorni un errore
+quando usata con i flag di \const{O\_CREAT} e \const{O\_EXCL}. In tal modo la
+creazione di un \textsl{file di lock} può essere eseguita atomicamente, il
+processo che crea il file con successo si può considerare come titolare del
+lock (e della risorsa ad esso associata) mentre il rilascio si può eseguire
+con una chiamata ad \func{unlink}.
Un esempio dell'uso di questa funzione è mostrato dalle funzioni
\func{LockFile} ed \func{UnlockFile} riportate in fig.~\ref{fig:ipc_file_lock}
più programmi: qualora si trovi un file di lock il programma che cerca di
accedere alla seriale si limita a segnalare che la risorsa non è disponibile.
-\index{file!di lock|)}
+\index{file!di~lock|)}
\subsection{La sincronizzazione con il \textit{file locking}}
\label{sec:ipc_lock_file}
-Dato che i \index{file!di lock} file di lock presentano gli inconvenienti
-illustrati in precedenza, la tecnica alternativa di sincronizzazione più
-comune è quella di fare ricorso al \itindex{file~locking} \textit{file
- locking} (trattato in sez.~\ref{sec:file_locking}) usando \func{fcntl} su un
-file creato per l'occasione per ottenere un write lock. In questo modo potremo
-usare il lock come un \textit{mutex}: per bloccare la risorsa basterà
-acquisire il lock, per sbloccarla basterà rilasciare il lock. Una richiesta
-fatta con un write lock metterà automaticamente il processo in stato di
-attesa, senza necessità di ricorrere al \itindex{polling} \textit{polling} per
-determinare la disponibilità della risorsa, e al rilascio della stessa da
-parte del processo che la occupava si otterrà il nuovo lock atomicamente.
+Dato che i file di lock presentano gli inconvenienti illustrati in precedenza,
+la tecnica alternativa di sincronizzazione più comune è quella di fare ricorso
+al \itindex{file~locking} \textit{file locking} (trattato in
+sez.~\ref{sec:file_locking}) usando \func{fcntl} su un file creato per
+l'occasione per ottenere un write lock. In questo modo potremo usare il lock
+come un \textit{mutex}: per bloccare la risorsa basterà acquisire il lock, per
+sbloccarla basterà rilasciare il lock. Una richiesta fatta con un write lock
+metterà automaticamente il processo in stato di attesa, senza necessità di
+ricorrere al \itindex{polling} \textit{polling} per determinare la
+disponibilità della risorsa, e al rilascio della stessa da parte del processo
+che la occupava si otterrà il nuovo lock atomicamente.
Questo approccio presenta il notevole vantaggio che alla terminazione di un
processo tutti i lock acquisiti vengono rilasciati automaticamente (alla
registrazione chiamando nuovamente \func{mq\_notify} all'interno del gestore
del segnale di notifica. A differenza della situazione simile che si aveva con
i segnali non affidabili (l'argomento è stato affrontato in
-\ref{sec:sig_semantics}) questa caratteristica non configura una
-\itindex{race~condition} \textit{race condition} perché l'invio di un segnale
-avviene solo se la coda è vuota; pertanto se si vuole evitare di correre il
-rischio di perdere eventuali ulteriori segnali inviati nel lasso di tempo che
-occorre per ripetere la richiesta di notifica basta avere cura di eseguire
-questa operazione prima di estrarre i messaggi presenti dalla coda.
+\ref{sec:sig_semantics}) questa caratteristica non configura una \textit{race
+ condition} perché l'invio di un segnale avviene solo se la coda è vuota;
+pertanto se si vuole evitare di correre il rischio di perdere eventuali
+ulteriori segnali inviati nel lasso di tempo che occorre per ripetere la
+richiesta di notifica basta avere cura di eseguire questa operazione prima di
+estrarre i messaggi presenti dalla coda.
L'invio del segnale di notifica avvalora alcuni campi di informazione
restituiti al gestore attraverso la struttura \struct{siginfo\_t} (definita in
sbloccata, cosicché un altro processo (o \itindex{thread} \textit{thread})
eventualmente bloccato in una \func{sem\_wait} sul semaforo possa essere
svegliato e rimesso in esecuzione. Si tenga presente che la funzione è sicura
-\index{funzioni!sicure} per l'uso all'interno di un gestore di segnali (si
-ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}).
+per l'uso all'interno di un gestore di segnali (si ricordi quanto detto in
+sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}).
Se invece di operare su un semaforo se ne volesse semplicemente leggere il
valore, si potrà usare la funzione \funcd{sem\_getvalue}, il cui prototipo è:
stesso processo (con un valore nullo) o condiviso fra processi diversi (con un
valore non nullo).
-Qualora il semaforo debba essere condiviso dai \itindex{thread}
-\textit{thread} di uno stesso processo (nel qual caso si parla di
-\textit{thread-shared semaphore}), occorrerà che \param{sem} sia l'indirizzo
-di una variabile visibile da tutti i \itindex{thread} \textit{thread}, si
-dovrà usare cioè una \index{variabili!globali} variabile globale o una
-variabile allocata dinamicamente nello \itindex{heap} \textit{heap}.
+Qualora il semaforo debba essere condiviso dai \textit{thread} di uno stesso
+processo (nel qual caso si parla di \textit{thread-shared semaphore}),
+occorrerà che \param{sem} sia l'indirizzo di una variabile visibile da tutti i
+\textit{thread}, si dovrà usare cioè una variabile globale o una variabile
+allocata dinamicamente nello \textit{heap}.
Qualora il semaforo debba essere condiviso fra più processi (nel qual caso si
parla di \textit{process-shared semaphore}) la sola scelta possibile per
La parte iniziale del programma contiene le definizioni (\texttt{\small 1-8})
del gestore del segnale usato per liberare le risorse utilizzate, delle
-\index{variabili!globali} variabili globali contenenti i nomi di default del
-segmento di memoria condivisa e del semaforo (il default scelto è
-\texttt{messages}), e delle altre variabili utilizzate dal programma.
+variabili globali contenenti i nomi di default del segmento di memoria
+condivisa e del semaforo (il default scelto è \texttt{messages}), e delle
+altre variabili utilizzate dal programma.
Come prima istruzione (\texttt{\small 10}) si è provveduto ad installare un
gestore di segnale che consentirà di effettuare le operazioni di pulizia
A questo punto (\texttt{\small 22}) si potrà inizializzare il messaggio posto
nel segmento di memoria condivisa usando la stringa passata come argomento al
programma. Essendo il semaforo stato creato già bloccato non ci si dovrà
-preoccupare di eventuali \itindex{race~condition} \textit{race condition}
-qualora il programma di modifica del messaggio venisse lanciato proprio in
-questo momento. Una volta inizializzato il messaggio occorrerà però
-rilasciare il semaforo (\texttt{\small 24-27}) per consentirne l'uso; in
-tutte queste operazioni si provvederà ad uscire dal programma con un opportuno
-messaggio in caso di errore.
+preoccupare di eventuali \textit{race condition} qualora il programma di
+modifica del messaggio venisse lanciato proprio in questo momento. Una volta
+inizializzato il messaggio occorrerà però rilasciare il semaforo
+(\texttt{\small 24-27}) per consentirne l'uso; in tutte queste operazioni si
+provvederà ad uscire dal programma con un opportuno messaggio in caso di
+errore.
Una volta completate le inizializzazioni il ciclo principale del programma
(\texttt{\small 29-47}) viene ripetuto indefinitamente (\texttt{\small 29})
Una volta completate con successo le precedenti inizializzazioni, il passo
seguente (\texttt{\small 21-24}) è quello di acquisire il semaforo, dopo di
che sarà possibile eseguire la sostituzione del messaggio (\texttt{\small 25})
-senza incorrere in possibili \itindex{race~condition} \textit{race condition}
-con la stampa dello stesso da parte di \file{message\_getter}.
+senza incorrere in possibili \textit{race condition} con la stampa dello
+stesso da parte di \file{message\_getter}.
Una volta effettuata la modifica viene stampato (\texttt{\small 26}) il tempo
di attesa impostato con l'opzione ``\texttt{-t}'' dopo di che (\texttt{\small
\end{Console}
%$
-E si noterà come nel momento in cui si è lanciato \file{message\_setter} le
-stampe di \file{message\_getter} si bloccheranno, come corretto, dopo aver
-registrato un valore nullo per il semaforo. Il programma infatti resterà
-bloccato nella \func{sem\_wait} (quella di riga (\texttt{\small 37}) in
+E si noterà come nel momento in cui si lancia \file{message\_setter} le stampe
+di \file{message\_getter} si bloccheranno, come corretto, dopo aver registrato
+un valore nullo per il semaforo. Il programma infatti resterà bloccato nella
+\func{sem\_wait} (quella di riga (\texttt{\small 37}) in
fig.~\ref{fig:ipc_posix_sem_shm_message_server}) fino alla scadenza
dell'attesa di \file{message\_setter} (con l'esecuzione della \func{sem\_post}
della riga (\texttt{\small 29}) di
projects / gapil.git / blobdiff