-\chapter{La comunicazione fra processi}
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+
+\chapter{L'intercomunicazione fra processi}
\label{cha:IPC}
-Uno degli aspetti fondamentali della programmazione in un sistema unix-like è
+Uno degli aspetti fondamentali della programmazione in un sistema unix-like è
la comunicazione fra processi. In questo capitolo affronteremo solo i
-meccanismi più elementari che permettono di mettere in comunicazione processi
+meccanismi più elementari che permettono di mettere in comunicazione processi
diversi, come quelli tradizionali che coinvolgono \textit{pipe} e
\textit{fifo} e i meccanismi di intercomunicazione di System V e quelli POSIX.
Tralasceremo invece tutte le problematiche relative alla comunicazione
attraverso la rete (e le relative interfacce) che saranno affrontate in
-dettaglio in un secondo tempo. Non affronteremo neanche meccanismi più
-complessi ed evoluti come le RPC (\textit{Remote Procedure Calls}) e CORBA
-(\textit{Common Object Request Brocker Architecture}) che in genere sono
-implementati con un ulteriore livello sopra i meccanismi elementari.
+dettaglio in un secondo tempo. Non affronteremo neanche meccanismi più
+complessi ed evoluti come le RPC (\textit{Remote Procedure Calls}) che in
+genere sono implementati da un ulteriore livello di librerie sopra i
+meccanismi elementari.
-\section{La comunicazione fra processi tradizionale}
+\section{L'intercomunicazione fra processi tradizionale}
\label{sec:ipc_unix}
Il primo meccanismo di comunicazione fra processi introdotto nei sistemi Unix,
-è quello delle cosiddette \textit{pipe}; esse costituiscono una delle
+è quello delle cosiddette \textit{pipe}; esse costituiscono una delle
caratteristiche peculiari del sistema, in particolar modo dell'interfaccia a
linea di comando. In questa sezione descriveremo le sue basi, le funzioni che
-ne gestiscono l'uso e le varie forme in cui si è evoluto.
+ne gestiscono l'uso e le varie forme in cui si è evoluto.
\subsection{Le \textit{pipe} standard}
\label{sec:ipc_pipes}
Le \textit{pipe} nascono sostanzialmente con Unix, e sono il primo, e tuttora
-uno dei più usati, meccanismi di comunicazione fra processi. Si tratta in
-sostanza di una una coppia di file descriptor\footnote{si tenga presente che
- le pipe sono oggetti creati dal kernel e non risiedono su disco.} connessi
-fra di loro in modo che se quanto scrive su di uno si può rileggere
-dall'altro. Si viene così a costituire un canale di comunicazione tramite i
-due file descriptor, nella forma di un \textsl{tubo} (da cui il nome)
-attraverso cui fluiscono i dati.
-
-La funzione che permette di creare questa speciale coppia di file descriptor
-associati ad una \textit{pipe} è appunto \func{pipe}, ed il suo prototipo è:
-\begin{prototype}{unistd.h}
-{int pipe(int filedes[2])}
-
-Crea una coppia di file descriptor associati ad una \textit{pipe}.
-
- \bodydesc{La funzione restituisce zero in caso di successo e -1 per un
- errore, nel qual caso \var{errno} potrà assumere i valori \macro{EMFILE},
- \macro{ENFILE} e \macro{EFAULT}.}
-\end{prototype}
-
-La funzione restituisce la coppia di file descriptor nell'array
-\param{filedes}; il primo è aperto in lettura ed il secondo in scrittura. Come
-accennato concetto di funzionamento di una pipe è semplice: quello che si
-scrive nel file descriptor aperto in scrittura viene ripresentato tale e quale
-nel file descriptor aperto in lettura. I file descriptor infatti non sono
-connessi a nessun file reale, ma ad un buffer nel kernel, la cui dimensione è
-specificata dalla costante \macro{PIPE\_BUF}, (vedi
-\secref{sec:sys_file_limits}). Lo schema di funzionamento di una pipe è
-illustrato in \figref{fig:ipc_pipe_singular}, in cui sono illustrati i due
-capi della pipe, associati a ciascun file descriptor, con le frecce che
-indicano la direzione del flusso dei dati.
-
-\begin{figure}[htb]
+uno dei più usati, meccanismi di comunicazione fra processi. Si tratta in
+sostanza di una coppia di file descriptor connessi fra di loro in modo che
+quanto scrive su di uno si può rileggere dall'altro. Si viene così a
+costituire un canale di comunicazione realizzato tramite i due file
+descriptor, che costituisce appunto una sorta di \textsl{tubo} (che appunto il
+significato del termine inglese \textit{pipe}) attraverso cui si possono far
+passare i dati.
+
+In pratica si tratta di un buffer circolare in memoria in cui il kernel
+appoggia i dati immessi nel file descriptor su cui si scrive per farli poi
+riemergere dal file descriptor da cui si legge. Si tenga ben presente che in
+questo passaggio di dati non è previsto nessun tipo di accesso al disco e che
+nonostante l'uso dei file descriptor le \textit{pipe} non han nulla a che fare
+con i file di dati di cui si è parlato al cap.~\ref{cha:file_IO_interface}.
+
+La funzione di sistema che permette di creare questa speciale coppia di file
+descriptor associati ad una \textit{pipe} è appunto \funcd{pipe}, ed il suo
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{unistd.h}
+\fdecl{int pipe(int filedes[2])}
+\fdesc{Crea la coppia di file descriptor di una \textit{pipe}.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EFAULT}] \param{filedes} non è un indirizzo valido.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione restituisce la coppia di file descriptor nel vettore
+\param{filedes}, il primo è aperto in lettura ed il secondo in scrittura. Come
+accennato concetto di funzionamento di una \textit{pipe} è semplice: quello
+che si scrive nel file descriptor aperto in scrittura viene ripresentato tale
+e quale nel file descriptor aperto in lettura.
+
+I file descriptor infatti non sono connessi a nessun file reale, ma, come
+accennato, ad un buffer nel kernel la cui dimensione è specificata dal
+parametro di sistema \const{PIPE\_BUF}, (vedi
+sez.~\ref{sec:sys_file_limits}). Lo schema di funzionamento di una
+\textit{pipe} è illustrato in fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}, in cui sono
+indicati i due capi della \textit{pipe}, associati a ciascun file descriptor,
+con le frecce che indicano la direzione del flusso dei dati.
+
+\begin{figure}[!htb]
\centering
\includegraphics[height=5cm]{img/pipe}
- \caption{Schema della struttura di una pipe.}
+ \caption{Schema della struttura di una \textit{pipe}.}
\label{fig:ipc_pipe_singular}
\end{figure}
-Chiaramente creare una pipe all'interno di un singolo processo non serve a
-niente; se però ricordiamo quanto esposto in \secref{sec:file_sharing}
-riguardo al comportamento dei file descriptor nei processi figli, è immediato
-capire come una pipe possa diventare un meccanismo di intercomunicazione. Un
-processo figlio infatti condivide gli stessi file descriptor del padre,
-compresi quelli associati ad una pipe (secondo la situazione illustrata in
-\figref{fig:ipc_pipe_fork}). In questo modo se uno dei processi scrive su un
-capo della pipe, l'altro può leggere.
+Della funzione di sistema esiste una seconda versione, \funcd{pipe2},
+introdotta con il kernel 2.6.27 e le \acr{glibc} 2.9 e specifica di Linux
+(utilizzabile solo definendo la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}), che consente di
+impostare atomicamente le caratteristiche dei file descriptor restituiti, il
+suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{unistd.h}
+\fhead{fcntl.h}
+\fdecl{int pipe2(int pipefd[2], int flags)}
+\fdesc{Crea la coppia di file descriptor di una \textit{pipe}.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{flags} non valido.
+ \end{errlist}
+ e gli altri già visti per \func{pipe} con lo stesso significato.}
+\end{funcproto}
+
+Utilizzando un valore nullo per \param{flags} la funzione è identica a
+\func{pipe}, si può però passare come valore l'OR aritmetico di uno qualunque
+fra \const{O\_NONBLOCK} o \const{O\_CLOEXEC} che hanno l'effetto di impostare
+su entrambi i file descriptor restituiti dalla funzione i relativi flag, già
+descritti per \func{open} in tab.~\ref{tab:open_operation_flag}, che attivano
+rispettivamente la modalità di accesso \textsl{non-bloccante} ed il
+\textit{close-on-exec}.
-\begin{figure}[htb]
+Chiaramente creare una \textit{pipe} all'interno di un singolo processo non
+serve a niente; se però ricordiamo quanto esposto in
+sez.~\ref{sec:file_shared_access} riguardo al comportamento dei file
+descriptor nei processi figli, è immediato capire come una \textit{pipe} possa
+diventare un meccanismo di intercomunicazione. Un processo figlio infatti
+condivide gli stessi file descriptor del padre, compresi quelli associati ad
+una \textit{pipe} (secondo la situazione illustrata in
+fig.~\ref{fig:ipc_pipe_fork}). In questo modo se uno dei processi scrive su un
+capo della \textit{pipe}, l'altro può leggere.
+
+\begin{figure}[!htb]
\centering
\includegraphics[height=5cm]{img/pipefork}
- \caption{Schema dei collegamenti ad una pipe, condivisi fra processo padre e
- figlio dopo l'esecuzione \func{fork}.}
+ \caption{Schema dei collegamenti ad una \textit{pipe}, condivisi fra
+ processo padre e figlio dopo l'esecuzione \func{fork}.}
\label{fig:ipc_pipe_fork}
\end{figure}
-Tutto ciò ci mostra come sia immediato realizzare un meccanismo di
-comunicazione fra processi attraverso una pipe, utilizzando le proprietà
-ordinarie dei file, ma ci mostra anche qual'è il principale\footnote{Stevens
- in \cite{APUE} riporta come limite anche il fatto che la comunicazione è
- unidirezionale, ma in realtà questo è un limite facilmente superabile usando
- una coppia di pipe.} limite nell'uso delle pipe. È necessario infatti che i
-processi possano condividere i file descriptor della pipe, e per questo essi
-devono comunque essere \textsl{parenti} (dall'inglese \textit{siblings}), cioè
-o derivare da uno stesso processo padre in cui è avvenuta la creazione della
-pipe, o, più comunemente, essere nella relazione padre/figlio.
-
-A differenza di quanto avviene con i file normali, la lettura da una pipe può
-essere bloccante (qualora non siano presenti dati), inoltre se si legge da una
-pipe il cui capo in scrittura è stato chiuso, si avrà la ricezione di un EOF
-(vale a dire che la funzione \func{read} ritornerà restituendo 0). Se invece
-si esegue una scrittura su una pipe il cui capo in lettura non è aperto il
-processo riceverà il segnale \macro{EPIPE}, e la funzione di scrittura
-restituirà un errore di \macro{EPIPE} (al ritorno del manipolatore, o qualora
-il segnale sia ignorato o bloccato).
-
-La dimensione del buffer della pipe (\macro{PIPE\_BUF}) ci dà inoltre un'altra
-importante informazione riguardo il comportamento delle operazioni di lettura
-e scrittura su di una pipe; esse infatti sono atomiche fintanto che la
-quantità di dati da scrivere non supera questa dimensione. Qualora ad esempio
-si effettui una scrittura di una quantità di dati superiore l'operazione verrà
-effettuata in più riprese, consentendo l'intromissione di scritture effettuate
-da altri processi.
-
-
-\subsection{Un esempio dell'uso delle pipe}
+Tutto ciò ci mostra come sia immediato realizzare un meccanismo di
+comunicazione fra processi attraverso una \textit{pipe}, utilizzando le
+proprietà ordinarie dei file, ma ci mostra anche qual è il principale limite
+nell'uso delle \textit{pipe}.\footnote{Stevens in \cite{APUE} riporta come
+ limite anche il fatto che la comunicazione è unidirezionale, ma in realtà
+ questo è un limite superabile usando una coppia di \textit{pipe}, anche se
+ al costo di una maggiore complessità di gestione.} È necessario infatti che
+i processi possano condividere i file descriptor della \textit{pipe}, e per
+questo essi devono comunque essere \textsl{parenti} (dall'inglese
+\textit{siblings}), cioè o derivare da uno stesso processo padre in cui è
+avvenuta la creazione della \textit{pipe}, o, più comunemente, essere nella
+relazione padre/figlio.
+
+A differenza di quanto avviene con i file normali, la lettura da una
+\textit{pipe} può essere bloccante (qualora non siano presenti dati), inoltre
+se si legge da una \textit{pipe} il cui capo in scrittura è stato chiuso, si
+avrà la ricezione di un EOF (vale a dire che la funzione \func{read} ritornerà
+restituendo 0). Se invece si esegue una scrittura su una \textit{pipe} il cui
+capo in lettura non è aperto il processo riceverà il segnale \signal{SIGPIPE},
+e la funzione di scrittura restituirà un errore di \errcode{EPIPE} (al ritorno
+del gestore, o qualora il segnale sia ignorato o bloccato).
+
+La dimensione del buffer della \textit{pipe} (\const{PIPE\_BUF}) ci dà inoltre
+un'altra importante informazione riguardo il comportamento delle operazioni di
+lettura e scrittura su di una \textit{pipe}; esse infatti sono atomiche
+fintanto che la quantità di dati da scrivere non supera questa
+dimensione. Qualora ad esempio si effettui una scrittura di una quantità di
+dati superiore l'operazione verrà effettuata in più riprese, consentendo
+l'intromissione di scritture effettuate da altri processi.
+
+La dimensione originale del buffer era di 4096 byte (uguale ad una pagina di
+memoria) fino al kernel 2.6.11, ed è stata portata in seguito a 64kb; ma a
+partire dal kernel 2.6.35 è stata resa disponibile l'operazione di controllo
+\const{F\_SETPIPE\_SZ} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) che consente di
+modificarne la dimensione.
+
+
+
+\subsection{Un esempio dell'uso delle \textit{pipe}}
\label{sec:ipc_pipe_use}
-Per capire meglio il funzionamento delle pipe faremo un esempio di quello che
-è il loro uso più comune, analogo a quello effettuato della shell, e che
-consiste nell'inviare l'output di un processo (lo standard output) sull'input
-di un'altro. Realizzeremo il programma di esempio nella forma di un
-\textit{CGI}\footnote{Un CGI (\textit{Common Gateway Interface}) è un
- programma che permette la creazione dinamica di un oggetto da inserire
- all'interno di una pagina HTML.} per apache, che genera una immagine JPEG
-di un codice a barre, specificato come parametro di input.
+Per capire meglio il funzionamento delle \textit{pipe} faremo un esempio di
+quello che è il loro uso più comune, analogo a quello effettuato della shell,
+e che consiste nell'inviare l'output di un processo (lo standard output)
+sull'input di un altro. Realizzeremo il programma di esempio nella forma di un
+\textit{CGI}\footnote{quella dei CGI (\textit{Common Gateway Interface}) è una
+ interfaccia che consente ad un server web di eseguire un programma il cui
+ output (che deve essere opportunamente formattato seguendo le specifiche
+ dell'interfaccia) può essere presentato come risposta ad una richiesta HTTP
+ al posto del contenuto di un file, e che ha costituito probabilmente la
+ prima modalità con cui sono state create pagine HTML dinamiche.} che genera
+una immagine JPEG di un codice a barre, specificato come argomento in
+ingresso.
Un programma che deve essere eseguito come \textit{CGI} deve rispondere a
delle caratteristiche specifiche, esso infatti non viene lanciato da una
shell, ma dallo stesso web server, alla richiesta di una specifica URL, che di
solito ha la forma:
-\begin{verbatim}
- http://www.sito.it/cgi-bin/programma?parametro
-\end{verbatim}
+\begin{Example}
+http://www.sito.it/cgi-bin/programma?argomento
+\end{Example}
ed il risultato dell'elaborazione deve essere presentato (con una intestazione
-che ne descrive il mime-type) sullo standard output, in modo che il web-server
-possa reinviarlo al browser che ha effettuato la richiesta, che in questo modo
-è in grado di visualizzarlo opportunamente.
-
-Per realizzare quanto voluto useremo in sequenza i programmi \cmd{barcode} e
-\cmd{gs}, il primo infatti è in grado di generare immagini postscript di
-codici a barre corrispondenti ad una qualunque stringa, mentre il secondo
-serve per poter effettuare la conversione della stessa immagine in formato
-JPEG. Usando una pipe potremo inviare l'output del primo sull'input del
-secondo, secondo lo schema mostrato in \figref{fig:ipc_pipe_use}, in cui la
-direzione del flusso dei dati è data dalle frecce continue.
+che ne descrive il \textit{mime-type}) sullo \textit{standard output}, in modo
+che il server web possa reinviarlo al browser che ha effettuato la richiesta,
+che in questo modo è in grado di visualizzarlo opportunamente.
-\begin{figure}[htb]
+\begin{figure}[!htb]
\centering
\includegraphics[height=5cm]{img/pipeuse}
- \caption{Schema dell'uso di una pipe come mezzo di comunicazione fra
- due processi attraverso attraverso l'esecuzione una \func{fork} e la
- chiusura dei capi non utilizzati.}
+ \caption{Schema dell'uso di una \textit{pipe} come mezzo di comunicazione fra
+ due processi attraverso l'esecuzione una \func{fork} e la chiusura dei
+ capi non utilizzati.}
\label{fig:ipc_pipe_use}
\end{figure}
-Si potrebbe obiettare che sarebbe molto più semplice salvare il risultato
-intermedio su un file temporaneo. Questo però non tiene conto del fatto che un
-\textit{CGI} deve poter gestire più richieste in concorrenza, e si avrebbe una
-evidente race condition in caso di accesso simultaneo a detto
-file.\footnote{il problema potrebbe essere superato determinando in anticipo
- un nome appropriato per il file temporaneo, che verrebbe utilizzato dai vari
- sotto-processi, e cancellato alla fine della loro esecuzione; ma a questo le
- cose non sarebbero più tanto semplici.} L'uso di una pipe invece permette
-di risolvere il problema in maniera semplice ed elegante, oltre ad essere
-molto più efficiente, dato che non si deve scrivere su disco.
+Per realizzare quanto voluto useremo in sequenza i programmi \cmd{barcode} e
+\cmd{gs}, il primo infatti è in grado di generare immagini PostScript di
+codici a barre corrispondenti ad una qualunque stringa, mentre il secondo
+serve per poter effettuare la conversione della stessa immagine in formato
+JPEG. Usando una \textit{pipe} potremo inviare l'output del primo sull'input del
+secondo, secondo lo schema mostrato in fig.~\ref{fig:ipc_pipe_use}, in cui la
+direzione del flusso dei dati è data dalle frecce continue.
+
+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.
-Il programma ci servirà anche come esempio dell'uso delle funzioni di
+Il programma ci servirà anche come esempio dell'uso delle funzioni di
duplicazione dei file descriptor che abbiamo trattato in
-\secref{sec:file_dup}, in particolare di \func{dup2}. È attraverso queste
-funzioni infatti che è possibile dirottare gli stream standard dei processi
-(che abbiamo visto in \secref{sec:file_std_descr} e
-\secref{sec:file_std_stream}) sulla pipe. In \figref{fig:ipc_barcodepage_code}
-abbiamo riportato il corpo del programma, il cui codice completo è disponibile
-nel file \file{BarCodePage.c} che si trova nella directory dei sorgenti.
-
+sez.~\ref{sec:file_dup}, in particolare di \func{dup2}. È attraverso queste
+funzioni infatti che è possibile dirottare gli stream standard dei processi
+(che abbiamo visto in tab.~\ref{tab:file_std_files} e
+sez.~\ref{sec:file_stream}) sulla \textit{pipe}. In
+fig.~\ref{fig:ipc_barcodepage_code} abbiamo riportato il corpo del programma,
+il cui codice completo è disponibile nel file \file{BarCodePage.c} che si
+trova nella directory dei sorgenti.
\begin{figure}[!htb]
\footnotesize \centering
- \begin{minipage}[c]{15cm}
- \begin{lstlisting}{}
-int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
-{
- ...
- /* create two pipes, pipein and pipeout, to handle communication */
- if ( (retval = pipe(pipein)) ) {
- WriteMess("input pipe creation error");
- exit(0);
- }
- if ( (retval = pipe(pipeout)) ) {
- WriteMess("output pipe creation error");
- exit(0);
- }
- /* First fork: use child to run barcode program */
- if ( (pid = fork()) == -1) { /* on error exit */
- WriteMess("child creation error");
- exit(0);
- }
- /* if child */
- if (pid == 0) {
- close(pipein[1]); /* close pipe write end */
- dup2(pipein[0], STDIN_FILENO); /* remap stdin to pipe read end */
- close(pipeout[0]);
- dup2(pipeout[1], STDOUT_FILENO); /* remap stdout in pipe output */
- execlp("barcode", "barcode", size, NULL);
- }
- close(pipein[0]); /* close input side of input pipe */
- write(pipein[1], argv[1], strlen(argv[1])); /* write parameter to pipe */
- close(pipein[1]); /* closing write end */
- waitpid(pid, NULL, 0); /* wait child completion */
- /* Second fork: use child to run ghostscript */
- if ( (pid = fork()) == -1) {
- WriteMess("child creation error");
- exit(0);
- }
- /* second child, convert PS to JPEG */
- if (pid == 0) {
- close(pipeout[1]); /* close write end */
- dup2(pipeout[0], STDIN_FILENO); /* remap read end to stdin */
- /* send mime type */
- write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
- execlp("gs", "gs", "-q", "-sDEVICE=jpeg", "-sOutputFile=-", "-", NULL);
- }
- /* still parent */
- close(pipeout[1]);
- waitpid(pid, NULL, 0);
- exit(0);
-}
- \end{lstlisting}
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/BarCodePage.c}
\end{minipage}
\normalsize
\caption{Sezione principale del codice del \textit{CGI}
\label{fig:ipc_barcodepage_code}
\end{figure}
-La prima operazione del programma (\texttt{\small 4--12}) è quella di creare
-le due pipe che serviranno per la comunicazione fra i due comandi utilizzati
-per produrre il codice a barre; si ha cura di controllare la riuscita della
-chiamata, inviando in caso di errore un messaggio invece dell'immagine
-richiesta.\footnote{la funzione \func{WriteMess} non è riportata in
- \secref{fig:ipc_barcodepage_code}; essa si incarica semplicemente di
- formattare l'uscita alla maniera dei CGI, aggiungendo l'opportuno
- \textit{mime type}, e formattando il messaggio in HTML, in modo che
- quest'ultimo possa essere visualizzato correttamente da un browser.}
+La prima operazione del programma (\texttt{\small 4-12}) è quella di creare
+le due \textit{pipe} che serviranno per la comunicazione fra i due comandi
+utilizzati per produrre il codice a barre; si ha cura di controllare la
+riuscita della chiamata, inviando in caso di errore un messaggio invece
+dell'immagine richiesta. La funzione \func{WriteMess} non è riportata in
+fig.~\ref{fig:ipc_barcodepage_code}; essa si incarica semplicemente di
+formattare l'uscita alla maniera dei CGI, aggiungendo l'opportuno
+\textit{mime-type}, e formattando il messaggio in HTML, in modo che
+quest'ultimo possa essere visualizzato correttamente da un browser.
-Una volta create le pipe, il programma può creare (\texttt{\small 13-17}) il
-primo processo figlio, che si incaricherà (\texttt{\small 19--25}) di eseguire
-\cmd{barcode}. Quest'ultimo legge dallo standard input una stringa di
-caratteri, la converte nell'immagine postscript del codice a barre ad essa
-corrispondente, e poi scrive il risultato direttamente sullo standard output.
+Una volta create le \textit{pipe}, il programma può creare (\texttt{\small
+ 13-17}) il primo processo figlio, che si incaricherà (\texttt{\small
+ 19-25}) di eseguire \cmd{barcode}. Quest'ultimo legge dallo standard input
+una stringa di caratteri, la converte nell'immagine PostScript del codice a
+barre ad essa corrispondente, e poi scrive il risultato direttamente sullo
+standard output.
Per poter utilizzare queste caratteristiche prima di eseguire \cmd{barcode} si
-chiude (\texttt{\small 20}) il capo aperto in scrittura della prima pipe, e se
-ne collega (\texttt{\small 21}) il capo in lettura allo standard input, usando
-\func{dup2}. Si ricordi che invocando \func{dup2} il secondo file, qualora
-risulti aperto, viene, come nel caso corrente, chiuso prima di effettuare la
-duplicazione. Allo stesso modo, dato che \cmd{barcode} scrive l'immagine
-postscript del codice a barre sullo standard output, per poter effettuare una
-ulteriore redirezione il capo in lettura della seconda pipe viene chiuso
-(\texttt{\small 22}) mentre il capo in scrittura viene collegato allo standard
-output (\texttt{\small 23}).
+chiude (\texttt{\small 20}) il capo aperto in scrittura della prima
+\textit{pipe}, e se ne collega (\texttt{\small 21}) il capo in lettura allo
+\textit{standard input} usando \func{dup2}. Si ricordi che invocando
+\func{dup2} il secondo file, qualora risulti aperto, viene, come nel caso
+corrente, chiuso prima di effettuare la duplicazione. Allo stesso modo, dato
+che \cmd{barcode} scrive l'immagine PostScript del codice a barre sullo
+standard output, per poter effettuare una ulteriore redirezione il capo in
+lettura della seconda \textit{pipe} viene chiuso (\texttt{\small 22}) mentre
+il capo in scrittura viene collegato allo standard output (\texttt{\small
+ 23}).
In questo modo all'esecuzione (\texttt{\small 25}) di \cmd{barcode} (cui si
passa in \var{size} la dimensione della pagina per l'immagine) quest'ultimo
-leggerà dalla prima pipe la stringa da codificare che gli sarà inviata dal
-padre, e scriverà l'immagine postscript del codice a barre sulla seconda.
+leggerà dalla prima \textit{pipe} la stringa da codificare che gli sarà
+inviata dal padre, e scriverà l'immagine PostScript del codice a barre sulla
+seconda.
Al contempo una volta lanciato il primo figlio, il processo padre prima chiude
-(\texttt{\small 26}) il capo inutilizzato della prima pipe (quello in input) e
-poi scrive (\texttt{\small 27}) la stringa da convertire sul capo in output,
-così che \cmd{barcode} possa riceverla dallo standard input. A questo punto
-l'uso della prima pipe da parte del padre è finito ed essa può essere
-definitivamente chiusa (\texttt{\small 28}), si attende poi (\texttt{\small
- 29}) che l'esecuzione di \cmd{barcode} sia completata.
-
-Alla conclusione della sua esecuzione \cmd{barcode} avrà inviato l'immagine
-postscript del codice a barre sul capo in scrittura della seconda pipe; a
-questo punto si può eseguire la seconda conversione, da PS a JPEG, usando il
-programma \cmd{gs}. Per questo si crea (\texttt{\small 30--34}) un secondo
-processo figlio, che poi (\texttt{\small 35--42}) eseguirà questo programma
-leggendo l'immagine postscript creata da \cmd{barcode} dallo standard input,
-per convertirla in JPEG.
-
-Per fare tutto ciò anzitutto si chiude (\texttt{\small 37}) il capo in
-scrittura della seconda pipe, e se ne collega (\texttt{\small 38}) il capo in
-lettura allo standard input. Per poter formattare l'output del programma in
-maniera utilizzabile da un browser, si provvede anche \texttt{\small 40}) alla
-scrittura dell'apposita stringa di identificazione del mime-type in testa allo
-standard output. A questo punto si può invocare \texttt{\small 41}) \cmd{gs},
-provvedendo gli appositi switch che consentono di leggere il file da
-convertire dallo standard input e di inviare la conversione sullo standard
-output.
+(\texttt{\small 26}) il capo inutilizzato della prima \textit{pipe} (quello in
+ingresso) e poi scrive (\texttt{\small 27}) la stringa da convertire sul capo
+in uscita, così che \cmd{barcode} possa riceverla dallo \textit{standard
+ input}. A questo punto l'uso della prima \textit{pipe} da parte del padre è
+finito ed essa può essere definitivamente chiusa (\texttt{\small 28}), si
+attende poi (\texttt{\small 29}) che l'esecuzione di \cmd{barcode} sia
+completata.
+
+Alla conclusione della sua esecuzione \cmd{barcode} avrà inviato l'immagine
+PostScript del codice a barre sul capo in scrittura della seconda
+\textit{pipe}; a questo punto si può eseguire la seconda conversione, da PS a
+JPEG, usando il programma \cmd{gs}. Per questo si crea (\texttt{\small
+ 30-34}) un secondo processo figlio, che poi (\texttt{\small 35-42})
+eseguirà questo programma leggendo l'immagine PostScript creata da
+\cmd{barcode} dallo \textit{standard input}, per convertirla in JPEG.
+
+Per fare tutto ciò anzitutto si chiude (\texttt{\small 37}) il capo in
+scrittura della seconda \textit{pipe}, e se ne collega (\texttt{\small 38}) il
+capo in lettura allo \textit{standard input}. Per poter formattare l'output
+del programma in maniera utilizzabile da un browser, si provvede anche
+\texttt{\small 40}) alla scrittura dell'apposita stringa di identificazione
+del \textit{mime-type} in testa allo \textit{standard output}. A questo punto
+si può invocare \texttt{\small 41}) \cmd{gs}, provvedendo le opportune opzioni
+del comando che consentono di leggere il file da convertire dallo
+\textit{standard input} e di inviare la conversione sullo \textit{standard
+ output}.
Per completare le operazioni il processo padre chiude (\texttt{\small 44}) il
-capo in scrittura della seconda pipe, e attende la conclusione del figlio
-(\texttt{\small 45}); a questo punto può (\texttt{\small 46}) uscire. Si tenga
-conto che l'operazione di chiudere il capo in scrittura della seconda pipe è
-necessaria, infatti, se non venisse chiusa, \cmd{gs}, che legge il suo
-standard input da detta pipe, resterebbe bloccato in attesa di ulteriori dati
-in ingresso (l'unico modo che un programma ha per sapere che l'input è
-terminato è rilevare che lo standard input è stato chiuso), e la \func{wait}
-non ritornerebbe.
+capo in scrittura della seconda \textit{pipe}, e attende la conclusione del
+figlio (\texttt{\small 45}); a questo punto può (\texttt{\small 46})
+uscire. Si tenga conto che l'operazione di chiudere il capo in scrittura della
+seconda \textit{pipe} è necessaria, infatti, se non venisse chiusa, \cmd{gs},
+che legge il suo \textit{standard input} da detta \textit{pipe}, resterebbe
+bloccato in attesa di ulteriori dati in ingresso (l'unico modo che un
+programma ha per sapere che i dati in ingresso sono terminati è rilevare che
+lo \textit{standard input} è stato chiuso), e la \func{wait} non ritornerebbe.
\subsection{Le funzioni \func{popen} e \func{pclose}}
\label{sec:ipc_popen}
-Come si è visto la modalità più comune di utilizzo di una pipe è quella di
-utilizzarla per fare da tramite fra output ed input di due programmi invocati
-in sequenza; per questo motivo lo standard POSIX.2 ha introdotto due funzioni
-che permettono di sintetizzare queste operazioni. La prima di esse si chiama
-\func{popen} ed il suo prototipo è:
-\begin{prototype}{stdio.h}
-{FILE *popen(const char *command, const char *type)}
-
-Esegue il programma \param{command}, di cui, a seconda di \param{type},
-restituisce, lo standard input o lo standard output nella pipe collegata allo
-stream restituito come valore di ritorno.
-
-\bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo dello stream associato alla pipe
- in caso di successo e \macro{NULL} per un errore, nel qual caso \var{errno}
- potrà assumere i valori relativi alle sottostanti invocazioni di \func{pipe}
- e \func{fork} o \macro{EINVAL} se \param{type} non è valido.}
-\end{prototype}
-
-La funzione crea una pipe, esegue una \func{fork}, ed invoca il programma
-\param{command} attraverso la shell (in sostanza esegue \file{/bin/sh} con il
-flag \code{-c}); l'argomento \param{type} deve essere una delle due stringhe
-\verb|"w"| o \verb|"r"|, per indicare se la pipe sarà collegata allo standard
-input o allo standard output del comando invocato.
-
-La funzione restituisce il puntatore allo stream associato alla pipe creata,
-che sarà aperto in sola lettura (e quindi associato allo standard output del
-programma indicato) in caso si sia indicato \code{"r"}, o in sola scrittura (e
-quindi associato allo standard input) in caso di \code{"w"}.
-
-Lo stream restituito da \func{popen} è identico a tutti gli effetti ai file
-stream visti in \secref{cha:files_std_interface}, anche se è collegato ad una
-pipe e non ad un inode, e viene sempre aperto in modalità
-\textit{fully-buffered} (vedi \secref{sec:file_buffering}); l'unica differenza
-con gli usuali stream è che dovrà essere chiuso dalla seconda delle due nuove
-funzioni, \func{pclose}, il cui prototipo è:
-\begin{prototype}{stdio.h}
-{int pclose(FILE *stream)}
-
-Chiude il file \param{stream}, restituito da una precedente \func{popen}
-attendendo la terminazione del processo ad essa associato.
-
-\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
- errore; nel quel caso il valore di \func{errno} deriva dalle sottostanti
- chiamate.}
-\end{prototype}
-\noindent che oltre alla chiusura dello stream si incarica anche di attendere
-(tramite \func{wait4}) la conclusione del processo creato dalla precedente
-\func{popen}.
+Come si è visto la modalità più comune di utilizzo di una \textit{pipe} è
+quella di utilizzarla per fare da tramite fra output ed input di due programmi
+invocati in sequenza; per questo motivo lo standard POSIX.2 ha introdotto due
+funzioni che permettono di sintetizzare queste operazioni. La prima di esse si
+chiama \funcd{popen} ed il suo prototipo è:
+
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{stdio.h}
+\fdecl{FILE *popen(const char *command, const char *type)}
+\fdesc{Esegue un programma dirottando l'uscita su una \textit{pipe}.}
+}
+
+{La funzione ritorna l'indirizzo dello stream associato alla \textit{pipe} in
+ caso di successo e \val{NULL} per un errore, nel qual caso \var{errno} potrà
+ assumere i valori relativi alle sottostanti invocazioni di \func{pipe} e
+ \func{fork} o \errcode{EINVAL} se \param{type} non è valido.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione crea una \textit{pipe}, esegue una \func{fork} creando un nuovo
+processo nel quale invoca il programma \param{command} attraverso la shell (in
+sostanza esegue \file{/bin/sh} con il flag \code{-c}).
+L'argomento \param{type} deve essere una delle due stringhe \verb|"w"| o
+\verb|"r"|, per richiedere che la \textit{pipe} restituita come valore di
+ritorno sia collegata allo \textit{standard input} o allo \textit{standard
+ output} del comando invocato.
+
+La funzione restituisce il puntatore ad uno stream associato alla
+\textit{pipe} creata, che sarà aperto in sola lettura (e quindi associato allo
+\textit{standard output} del programma indicato) in caso si sia indicato
+\code{r}, o in sola scrittura (e quindi associato allo \textit{standard
+ input}) in caso di \code{w}. A partire dalla versione 2.9 delle \acr{glibc}
+(questa è una estensione specifica di Linux) all'argomento \param{type} può
+essere aggiunta la lettera ``\texttt{e}'' per impostare automaticamente il
+flag di \textit{close-on-exec} sul file descriptor sottostante (si ricordi
+quanto spiegato in sez.~\ref{sec:file_open_close}).
+
+Lo \textit{stream} restituito da \func{popen} è identico a tutti gli effetti
+ai \textit{file stream} visti in sez.~\ref{sec:files_std_interface}, anche se
+è collegato ad una \textit{pipe} e non ad un file, e viene sempre aperto in
+modalità \textit{fully-buffered} (vedi sez.~\ref{sec:file_buffering}); l'unica
+differenza con gli usuali stream è che dovrà essere chiuso dalla seconda delle
+due nuove funzioni, \funcd{pclose}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{stdio.h}
+\fdecl{int pclose(FILE *stream)}
+\fdesc{Chiude una \textit{pipe} creata con \func{popen}.}
+}
+
+{La funzione ritorna lo stato del processo creato da \func{popen} in caso di
+ successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori
+ derivanti dalle sottostanti funzioni \func{fclose} e \func{wait4}.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione chiude il file \param{stream} associato ad una \textit{pipe}
+creato da una precedente \func{popen}, ed oltre alla chiusura dello stream si
+incarica anche di attendere (tramite \func{wait4}) la conclusione del processo
+creato dalla precedente \func{popen}. Se lo stato di uscita non può essere
+letto la funzione restituirà per \var{errno} un errore di \errval{ECHILD}.
Per illustrare l'uso di queste due funzioni riprendiamo il problema
-precedente: il programma mostrato in \figref{fig:ipc_barcodepage_code} per
-quanto funzionante, è (volutamente) codificato in maniera piuttosto complessa,
-inoltre nella pratica sconta un problema di \cmd{gs} che non è in
-grado\footnote{nella versione GNU Ghostscript 6.53 (2002-02-13).} di
-riconoscere correttamente l'encapsulated postscript, per cui deve essere usato
-il postscript e tutte le volte viene generata una pagina intera, invece che
-una immagine delle dimensioni corrispondenti al codice a barre.
+precedente: il programma mostrato in fig.~\ref{fig:ipc_barcodepage_code} per
+quanto funzionante, è volutamente codificato in maniera piuttosto complessa,
+inoltre doveva scontare un problema di \cmd{gs} che non era in grado di
+riconoscere correttamente l'Encapsulated PostScript,\footnote{si fa
+ riferimento alla versione di GNU Ghostscript 6.53 (2002-02-13), usata quando
+ l'esempio venne scritto per la prima volta.} per cui si era utilizzato il
+PostScript semplice, generando una pagina intera invece che una immagine delle
+dimensioni corrispondenti al codice a barre.
Se si vuole generare una immagine di dimensioni appropriate si deve usare un
-approccio diverso. Una possibilità sarebbe quella di ricorrere ad ulteriore
-programma, \cmd{epstopsf}, per convertire in PDF un file EPS (che può essere
-generato da \cmd{barcode} utilizzando lo switch \cmd{-E}). Utilizzando un PDF
+approccio diverso. Una possibilità sarebbe quella di ricorrere ad ulteriore
+programma, \cmd{epstopsf}, per convertire in PDF un file EPS (che può essere
+generato da \cmd{barcode} utilizzando l'opzione \cmd{-E}). Utilizzando un PDF
al posto di un EPS \cmd{gs} esegue la conversione rispettando le dimensioni
originarie del codice a barre e produce un JPEG di dimensioni corrette.
-Questo approccio però non funziona, per via di una delle caratteristiche
-principali delle pipe. Per poter effettuare la conversione di un PDF infatti è
-necessario, per la struttura del formato, potersi spostare (con \func{lseek})
-all'interno del file da convertire; se si eseguela conversione con \cmd{gs} su
-un file regolare non ci sono problemi, una pipe però è rigidamente
-sequenziale, e l'uso di \func{lseek} su di essa fallisce sempre con un errore
-di \macro{ESPIPE}, rendendo impossibile la conversione. Questo ci dice che in
-generale la concatenazione di vari programmi funzionerà soltanto quando tutti
-prevedono una lettura sequenziale del loro input.
-
-Per questo motivo si è dovuto utilizzare un procedimento diverso, eseguendo
+Questo approccio però non può funzionare per via di una delle caratteristiche
+principali delle \textit{pipe}. Per poter effettuare la conversione di un PDF
+infatti è necessario, per la struttura del formato, potersi spostare (con
+\func{lseek}) all'interno del file da convertire. Se si esegue la conversione
+con \cmd{gs} su un file regolare non ci sono problemi, una \textit{pipe} però
+è rigidamente sequenziale, e l'uso di \func{lseek} su di essa fallisce sempre
+con un errore di \errcode{ESPIPE}, rendendo impossibile la conversione.
+Questo ci dice che in generale la concatenazione di vari programmi funzionerà
+soltanto quando tutti prevedono una lettura sequenziale del loro input.
+
+Per questo motivo si è dovuto utilizzare un procedimento diverso, eseguendo
prima la conversione (sempre con \cmd{gs}) del PS in un altro formato
-intermedio, il PPM,\footnote{il \textit{Portable PixMap file format} è un
- formato usato spesso come formato intermedio per effettuare conversioni, è
+intermedio, il PPM,\footnote{il \textit{Portable PixMap file format} è un
+ formato usato spesso come formato intermedio per effettuare conversioni, è
infatti molto facile da manipolare, dato che usa caratteri ASCII per
- memorizzare le immagini, anche se per questo è estremamente inefficiente.}
-dal quale poi si può ottenere un'immagine di dimensioni corrette attraverso
-vari programmi di manipolazione (\cmd{pnmcrop}, \cmd{pnmmargin}) che può
-essere infine trasformata in PNG (con \cmd{pnm2png}).
-
-In questo caso però occorre eseguire in sequenza ben quattro comandi diversi,
-inviando l'output di ciascuno all'input del successivo, per poi ottenere il
-risultato finale sullo standard output: un caso classico di utilizzazione
-delle pipe, in cui l'uso di \func{popen} e \func{pclose} permette di
-semplificare notevolmente la stesura del codice.
-
-Nel nostro caso, dato che ciascun processo deve scrivere il suo output sullo
-standard input del successivo, occorrerà usare \func{popen} aprendo la pipe in
-scrittura. Il codice del nuovo programma è riportato in
-\figref{fig:ipc_barcode_code}. Come si può notare l'ordine di invocazione dei
-programmi è l'inverso di quello in cui ci si aspetta che vengano
+ memorizzare le immagini, anche se per questo è estremamente inefficiente
+ come formato di archiviazione.} dal quale poi si può ottenere un'immagine
+di dimensioni corrette attraverso vari programmi di manipolazione
+(\cmd{pnmcrop}, \cmd{pnmmargin}) che può essere infine trasformata in PNG (con
+\cmd{pnm2png}).
+
+In questo caso però occorre eseguire in sequenza ben quattro comandi diversi,
+inviando l'uscita di ciascuno all'ingresso del successivo, per poi ottenere il
+risultato finale sullo \textit{standard output}: un caso classico di
+utilizzazione delle \textit{pipe}, in cui l'uso di \func{popen} e \func{pclose}
+permette di semplificare notevolmente la stesura del codice.
+
+Nel nostro caso, dato che ciascun processo deve scrivere la sua uscita sullo
+\textit{standard input} del successivo, occorrerà usare \func{popen} aprendo
+la \textit{pipe} in scrittura. Il codice del nuovo programma è riportato in
+fig.~\ref{fig:ipc_barcode_code}. Come si può notare l'ordine di invocazione
+dei programmi è l'inverso di quello in cui ci si aspetta che vengano
effettivamente eseguiti. Questo non comporta nessun problema dato che la
-lettura su una pipe è bloccante, per cui ciascun processo, per quanto lanciato
-per primo, si bloccherà in attesa di ricevere sullo standard input il
-risultato dell'elaborazione del precedente, benchè quest'ultimo venga
-invocato dopo.
+lettura su una \textit{pipe} è bloccante, per cui un processo, anche se
+lanciato per primo, se non ottiene i dati che gli servono si bloccherà in
+attesa sullo \textit{standard input} finché non otterrà il risultato
+dell'elaborazione del processo che li deve creare, che pur essendo logicamente
+precedente, viene lanciato dopo di lui.
\begin{figure}[!htb]
\footnotesize \centering
- \begin{minipage}[c]{15cm}
- \begin{lstlisting}{}
-int main(int argc, char *argv[], char *envp[])
-{
- FILE *pipe[4];
- FILE *pipein;
- char *cmd_string[4]={
- "pnmtopng",
- "pnmmargin -white 10",
- "pnmcrop",
- "gs -sDEVICE=ppmraw -sOutputFile=- -sNOPAUSE -q - -c showpage -c quit"
- };
- char content[]="Content-type: image/png\n\n";
- int i;
- /* write mime-type to stout */
- write(STDOUT_FILENO, content, strlen(content));
- /* execute chain of command */
- for (i=0; i<4; i++) {
- pipe[i] = popen(cmd_string[i], "w");
- dup2(fileno(pipe[i]), STDOUT_FILENO);
- }
- /* create barcode (in PS) */
- pipein = popen("barcode", "w");
- /* send barcode string to barcode program */
- write(fileno(pipein), argv[1], strlen(argv[1]));
- /* close all pipes (in reverse order) */
- for (i=4; i==0; i--) {
- pclose((pipe[i]));
- }
- exit(0);
-}
- \end{lstlisting}
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/BarCode.c}
\end{minipage}
\normalsize
\caption{Codice completo del \textit{CGI} \file{BarCode.c}.}
\label{fig:ipc_barcode_code}
\end{figure}
-Nel nostro caso il primo passo (\texttt{\small 14}) è scrivere il mime-type
-sullo standard output; a questo punto il processo padre non necessita più di
-eseguire ulteriori operazioni sullo standard output e può tranquillamente
-provvedere alla redirezione.
+Nel nostro caso il primo passo (\texttt{\small 14}) è scrivere il
+\textit{mime-type} sullo \textit{standard output}; a questo punto il processo
+padre non necessita più di eseguire ulteriori operazioni sullo
+\textit{standard output} e può tranquillamente provvedere alla redirezione.
-Dato che i vari programmi devono essere lanciati in successione, si è
-approntato un ciclo (\texttt{\small 15--19}) che esegue le operazioni in
-sequenza: prima crea una pipe (\texttt{\small 17}) per la scrittura eseguendo
-il programma con \func{popen}, in modo che essa sia collegata allo standard
-input, e poi redirige (\texttt{\small 18}) lo standard output su detta pipe.
+Dato che i vari programmi devono essere lanciati in successione, si è
+approntato un ciclo (\texttt{\small 15-19}) che esegue le operazioni in
+sequenza: prima crea una \textit{pipe} (\texttt{\small 17}) per la scrittura
+eseguendo il programma con \func{popen}, in modo che essa sia collegata allo
+\textit{standard input}, e poi redirige (\texttt{\small 18}) lo
+\textit{standard output} su detta \textit{pipe}.
-In questo modo il primo processo ad essere invocato (che è l'ultimo della
-catena) scriverà ancora sullo standard output del processo padre, ma i
-successivi, a causa di questa redirezione, scriveranno sulla pipe associata
-allo standard input del processo invocato nel ciclo precedente.
+In questo modo il primo processo ad essere invocato (che è l'ultimo della
+catena) scriverà ancora sullo \textit{standard output} del processo padre, ma
+i successivi, a causa di questa redirezione, scriveranno sulla \textit{pipe}
+associata allo \textit{standard input} del processo invocato nel ciclo
+precedente.
-Alla fine tutto quello che resta da fare è lanciare (\texttt{\small 21}) il
-primo processo della catena, che nel caso è \cmd{barcode}, e scrivere
-(\texttt{\small 23}) la stringa del codice a barre sulla pipe, che è collegata
-al suo standard input, infine si può eseguire (\texttt{\small 24--27}) un
-ciclo che chiuda, nell'ordine inverso rispetto a quello in cui le si sono
-create, tutte le pipe create con \func{pclose}.
+Alla fine tutto quello che resta da fare è lanciare (\texttt{\small 21}) il
+primo processo della catena, che nel caso è \cmd{barcode}, e scrivere
+(\texttt{\small 23}) la stringa del codice a barre sulla \textit{pipe}, che è
+collegata al suo \textit{standard input}, infine si può eseguire
+(\texttt{\small 24-27}) un ciclo che chiuda con \func{pclose}, nell'ordine
+inverso rispetto a quello in cui le si sono create, tutte le \textit{pipe}
+create in precedenza.
\subsection{Le \textit{pipe} con nome, o \textit{fifo}}
\label{sec:ipc_named_pipe}
-Come accennato in \secref{sec:ipc_pipes} il problema delle \textit{pipe} è che
-esse possono essere utilizzate solo da processi con un progenitore comune o
-nella relazione padre/figlio; per superare questo problema lo standard POSIX.1
-ha definito dei nuovi oggetti, le \textit{fifo}, che hanno le stesse
-caratteristiche delle pipe, ma che invece di essere strutture interne del
-kernel, visibili solo attraverso un file descriptor, sono accessibili
-attraverso un inode che risiede sul filesystem, così che i processi le possono
-usare senza dovere per forza essere in una relazione di \textsl{parentela}.
-
-Utilizzando una \textit{fifo} tutti i dati passeranno, come per le pipe,
-attraverso un apposito buffer nel kernel, senza transitare dal filesystem;
-l'inode allocato sul filesystem serve infatti solo a fornire un punto di
-riferimento per i processi, che permetta loro di accedere alla stessa fifo; il
-comportamento delle funzioni di lettura e scrittura è identico a quello
-illustrato per le pipe in \secref{sec:ipc_pipes}.
-
-Abbiamo già visto in \secref{sec:file_mknod} le funzioni \func{mknod} e
-\func{mkfifo} che permettono di creare una fifo; per utilizzarne una un
-processo non avrà che da aprire il relativo file speciale o in lettura o
-scrittura; nel primo caso sarà collegato al capo di uscita della fifo, e dovrà
-leggere, nel secondo al capo di ingresso, e dovrà scrivere.
-
-Il kernel crea una singola pipe per ciascuna fifo che sia stata aperta, che può
-essere acceduta contemporaneamente da più processi, sia in lettura che in
-scrittura. Dato che per funzionare deve essere aperta in entrambe le
-direzioni, per una fifo di norma la funzione \func{open} si blocca se viene
-eseguita quando l'altro capo non è aperto.
-
-Le fifo però possono essere anche aperte in modalità \textsl{non-bloccante},
-nel qual caso l'apertura del capo in lettura avrà successo solo quando anche
-l'altro capo è aperto, mentre l'apertura del capo in scrittura restituirà
-l'errore di \macro{ENXIO} fintanto che non verrà aperto il capo in lettura.
-
-In Linux è possibile aprire le fifo anche in lettura/scrittura,\footnote{lo
- standard POSIX lascia indefinito il comportamento in questo caso.}
-operazione che avrà sempre successo immediato qualunque sia la modalità di
-apertura (bloccante e non bloccante); questo può essere utilizzato per aprire
-comunque una fifo in scrittura anche se non ci sono ancora processi il
-lettura; è possibile anche usare la fifo all'interno di un solo processo, nel
-qual caso però occorre stare molto attenti alla possibili
-deadlock.\footnote{se si cerca di leggere da una fifo che non contiene dati si
- avrà un deadlock immediato, dato che il processo si blocca e non potrà
- quindi mai eseguire le funzioni di scrittura.}
-
-Per la loro caratteristica di essere accessibili attraverso il filesystem, è
-piuttosto frequente l'utilizzo di una fifo come canale di comunicazione nelle
-situazioni un processo deve ricevere informazioni da altri. In questo caso è
-fondamentale che le operazioni di scrittura siano atomiche; per questo si deve
-sempre tenere presente che questo è vero soltanto fintanto che non si supera
-il limite delle dimensioni di \macro{PIPE\_BUF} (si ricordi quanto detto in
-\secref{sec:ipc_pipes}).
-
-A parte il caso precedente, che resta probabilmente il più comune, Stevens
-riporta in \cite{APUE} altre due casistiche principali per l'uso delle fifo:
-\begin{itemize}
+Come accennato in sez.~\ref{sec:ipc_pipes} il problema delle \textit{pipe} è
+che esse possono essere utilizzate solo da processi con un progenitore comune
+o nella relazione padre/figlio. Per superare questo problema lo standard
+POSIX.1 ha introdotto le \textit{fifo}, che hanno le stesse caratteristiche
+delle \textit{pipe}, ma che invece di essere visibili solo attraverso un file
+descriptor creato all'interno di un processo da una \textit{system call}
+apposita, costituiscono un oggetto che risiede sul filesystem (si rammenti
+quanto detto in sez.~\ref{sec:file_file_types}) che può essere aperto come un
+qualunque file, così che i processi le possono usare senza dovere per forza
+essere in una relazione di \textsl{parentela}.
+
+Utilizzando una \textit{fifo} tutti i dati passeranno, come per le
+\textit{pipe}, attraverso un buffer nel kernel, senza transitare dal
+filesystem. Il fatto che siano associate ad un \itindex{inode}
+\textit{inode} presente sul filesystem serve infatti solo a fornire un punto
+di accesso per i processi, che permetta a questi ultimi di accedere alla
+stessa \textit{fifo} senza avere nessuna relazione, con una semplice
+\func{open}. Il comportamento delle funzioni di lettura e scrittura è identico
+a quello illustrato per le \textit{pipe} in sez.~\ref{sec:ipc_pipes}.
+
+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.
+
+Il kernel alloca un singolo buffer per ciascuna \textit{fifo} che sia stata
+aperta, e questa potrà essere acceduta contemporaneamente da più processi, sia
+in lettura che in scrittura. Dato che per funzionare deve essere aperta in
+entrambe le direzioni, per una \textit{fifo} la funzione \func{open} di norma
+si blocca se viene eseguita quando l'altro capo non è aperto.
+
+Le \textit{fifo} però possono essere anche aperte in modalità
+\textsl{non-bloccante}, nel qual caso l'apertura del capo in lettura avrà
+successo solo quando anche l'altro capo è aperto, mentre l'apertura del capo
+in scrittura restituirà l'errore di \errcode{ENXIO} fintanto che non verrà
+aperto il capo in lettura.
+
+In Linux è possibile aprire le \textit{fifo} anche in lettura/scrittura (lo
+standard POSIX lascia indefinito il comportamento in questo caso) operazione
+che avrà sempre successo immediato qualunque sia la modalità di apertura,
+bloccante e non bloccante. Questo può essere utilizzato per aprire comunque
+una \textit{fifo} in scrittura anche se non ci sono ancora processi il
+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.
+
+Per la loro caratteristica di essere accessibili attraverso il filesystem, è
+piuttosto frequente l'utilizzo di una \textit{fifo} come canale di
+comunicazione nelle situazioni un processo deve ricevere informazioni da
+altri. In questo caso è fondamentale che le operazioni di scrittura siano
+atomiche; per questo si deve sempre tenere presente che questo è vero soltanto
+fintanto che non si supera il limite delle dimensioni di \const{PIPE\_BUF} (si
+ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:ipc_pipes}).
+
+A parte il caso precedente, che resta probabilmente il più comune, Stevens
+riporta in \cite{APUE} altre due casistiche principali per l'uso delle
+\textit{fifo}:
+\begin{itemize*}
\item Da parte dei comandi di shell, per evitare la creazione di file
temporanei quando si devono inviare i dati di uscita di un processo
- sull'input di parecchi altri (attraverso l'uso del comando \cmd{tee}).
-
-\item Come canale di comunicazione fra client ed server (il modello
- \textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}).
-\end{itemize}
-
-Nel primo caso quello che si fa è creare tante fifo, da usare come standard
-input, quanti sono i processi a cui i vogliono inviare i dati, questi ultimi
-saranno stati posti in esecuzione ridirigendo lo standard input dalle fifo, si
-potrà poi eseguire il processo che fornisce l'output replicando quest'ultimo,
-con il comando \cmd{tee}, sulle varie fifo.
-
-Il secondo caso è relativamente semplice qualora si debba comunicare con un
-processo alla volta (nel qual caso basta usare due fifo, una per leggere ed
-una per scrivere), le cose diventano invece molto più complesse quando si
-vuole effettuare una comunicazione fra il server ed un numero imprecisato di
-client; se il primo infatti può ricevere le richieste attraverso una fifo
-``nota'', per le risposte non si può fare altrettanto, dato che, per la
-struttura sequenziale delle fifo, i client dovrebbero sapere, prima di
-leggerli, quando i dati inviati sono destinati a loro.
-
-Per risolvere questo problema, si può usare un'architettura come quella
-illustrata da Stevens in \cite{APUE}, in cui le risposte vengono inviate su
-fifo temporanee identificate dal \acr{pid} dei client, ma in ogni caso il
-sistema è macchinoso e continua ad avere vari inconvenienti\footnote{lo stesso
- Stevens nota come sia impossibile per il server sapere se un client è andato
- in crash, con la possibilità di far restare le fifo temporanee sul
- filesystem, come sia necessario intercettare \macro{SIGPIPE} dato che un
- client può terminare dopo aver fatto una richiesta, ma prima che la risposta
- sia inviata, e come occorra gestire il caso in cui non ci sono client attivi
- (e la lettura dalla fifo nota restituisca al serve un end-of-file.}; in
-generale infatti l'interfaccia delle fifo non è adatta a risolvere questo tipo
-di problemi, che possono essere affrontati in maniera più semplice ed efficace
-o usando i \textit{socket}\index{socket} (che tratteremo in dettaglio a
-partire da \capref{cha:socket_intro}) o ricorrendo a meccanismi di
-comunicazione diversi, come quelli che esamineremo in seguito.
-
-
-
-\section{La comunicazione fra processi di System V}
+ sull'input di parecchi altri (attraverso l'uso del comando \cmd{tee}).
+\item Come canale di comunicazione fra un client ed un
+ server (il modello \textit{client-server} è illustrato in
+ sez.~\ref{sec:net_cliserv}).
+\end{itemize*}
+
+Nel primo caso quello che si fa è creare tante \textit{fifo} da usare come
+\textit{standard input} quanti sono i processi a cui i vogliono inviare i
+dati; questi ultimi saranno stati posti in esecuzione ridirigendo lo
+\textit{standard input} dalle \textit{fifo}, si potrà poi eseguire il processo
+che fornisce l'output replicando quest'ultimo, con il comando \cmd{tee}, sulle
+varie \textit{fifo}.
+
+Il secondo caso è relativamente semplice qualora si debba comunicare con un
+processo alla volta, nel qual caso basta usare due \textit{fifo}, una per
+leggere ed una per scrivere. Le cose diventano invece molto più complesse
+quando si vuole effettuare una comunicazione fra un server ed un numero
+imprecisato di client. Se il primo infatti può ricevere le richieste
+attraverso una \textit{fifo} ``\textsl{nota}'', per le risposte non si può
+fare altrettanto, dato che, per la struttura sequenziale delle \textit{fifo},
+i client dovrebbero sapere prima di leggerli quando i dati inviati sono
+destinati a loro.
+
+Per risolvere questo problema, si può usare un'architettura come quella
+illustrata in fig.~\ref{fig:ipc_fifo_server_arch} in cui i client
+inviano le richieste al server su una \textit{fifo} nota mentre le
+risposte vengono reinviate dal server a ciascuno di essi su una
+\textit{fifo} temporanea creata per l'occasione.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \centering
+ \includegraphics[height=9cm]{img/fifoserver}
+ \caption{Schema dell'utilizzo delle \textit{fifo} nella realizzazione di una
+ architettura di comunicazione client/server.}
+ \label{fig:ipc_fifo_server_arch}
+\end{figure}
+
+Come esempio di uso questa architettura e dell'uso delle \textit{fifo},
+abbiamo scritto un server di \textit{fortunes}, che restituisce, alle
+richieste di un client, un detto a caso estratto da un insieme di frasi. Sia
+il numero delle frasi dell'insieme, che i file da cui esse vengono lette
+all'avvio, sono impostabili da riga di comando. Il corpo principale del
+server è riportato in fig.~\ref{fig:ipc_fifo_server}, dove si è
+tralasciata la parte che tratta la gestione delle opzioni a riga di comando,
+che effettua l'impostazione delle variabili \var{fortunefilename}, che indica
+il file da cui leggere le frasi, ed \var{n}, che indica il numero di frasi
+tenute in memoria, ad un valore diverso da quelli preimpostati. Il codice
+completo è nel file \file{FortuneServer.c}.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/FortuneServer.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Sezione principale del codice del server di \textit{fortunes}
+ basato sulle \textit{fifo}.}
+ \label{fig:ipc_fifo_server}
+\end{figure}
+
+Il server richiede (\texttt{\small 12}) che sia stata impostata una dimensione
+dell'insieme delle frasi non nulla, dato che l'inizializzazione del vettore
+\var{fortune} avviene solo quando questa dimensione viene specificata, la
+presenza di un valore nullo provoca l'uscita dal programma attraverso la
+funzione (non riportata) che ne stampa le modalità d'uso. Dopo di che
+installa (\texttt{\small 13-15}) la funzione che gestisce i segnali di
+interruzione (anche questa non è riportata in fig.~\ref{fig:ipc_fifo_server})
+che si limita a rimuovere dal filesystem la \textit{fifo} usata dal server per
+comunicare.
+
+Terminata l'inizializzazione (\texttt{\small 16}) si effettua la chiamata alla
+funzione \code{FortuneParse} che legge dal file specificato in
+\var{fortunefilename} le prime \var{n} frasi e le memorizza (allocando
+dinamicamente la memoria necessaria) nel vettore di puntatori \var{fortune}.
+Anche il codice della funzione non è riportato, in quanto non direttamente
+attinente allo scopo dell'esempio.
+
+Il passo successivo (\texttt{\small 17-22}) è quello di creare con
+\func{mkfifo} la \textit{fifo} nota sulla quale il server ascolterà le
+richieste, qualora si riscontri un errore il server uscirà (escludendo
+ovviamente il caso in cui la funzione \func{mkfifo} fallisce per la precedente
+esistenza della \textit{fifo}).
+
+Una volta che si è certi che la \textit{fifo} di ascolto esiste la procedura
+di inizializzazione è completata. A questo punto (\texttt{\small 23}) si può
+chiamare la funzione \func{daemon} per far proseguire l'esecuzione del
+programma in background come demone. Si può quindi procedere (\texttt{\small
+ 24-33}) alla apertura della \textit{fifo}: si noti che questo viene fatto
+due volte, prima in lettura e poi in scrittura, per evitare di dover gestire
+all'interno del ciclo principale il caso in cui il server è in ascolto ma non
+ci sono client che effettuano richieste. Si ricordi infatti che quando una
+\textit{fifo} è aperta solo dal capo in lettura, l'esecuzione di \func{read}
+ritorna con zero byte (si ha cioè una condizione di end-of-file).
+
+Nel nostro caso la prima apertura si bloccherà fintanto che un qualunque
+client non apre a sua volta la \textit{fifo} nota in scrittura per effettuare
+la sua richiesta. Pertanto all'inizio non ci sono problemi, il client però,
+una volta ricevuta la risposta, uscirà, chiudendo tutti i file aperti,
+compresa la \textit{fifo}. A questo punto il server resta (se non ci sono
+altri client che stanno effettuando richieste) con la \textit{fifo} chiusa sul
+lato in lettura, ed in questo stato la funzione \func{read} non si bloccherà
+in attesa di dati in ingresso, ma ritornerà in continuazione, restituendo una
+condizione di \textit{end-of-file}.
+
+Si è usata questa tecnica per compatibilità, Linux infatti supporta l'apertura
+delle \textit{fifo} in lettura/scrittura, per cui si sarebbe potuto effettuare
+una singola apertura con \const{O\_RDWR}; la doppia apertura comunque ha il
+vantaggio che non si può scrivere per errore sul capo aperto in sola lettura.
+
+Per questo motivo, dopo aver eseguito l'apertura in lettura (\texttt{\small
+ 24-28}),\footnote{di solito si effettua l'apertura del capo in lettura di
+ una \textit{fifo} in modalità non bloccante, per evitare il rischio di uno
+ stallo: se infatti nessuno apre la \textit{fifo} in scrittura il processo
+ non ritornerà mai dalla \func{open}. Nel nostro caso questo rischio non
+ esiste, mentre è necessario potersi bloccare in lettura in attesa di una
+ richiesta.} si esegue una seconda apertura in scrittura (\texttt{\small
+ 29-32}), scartando il relativo file descriptor, che non sarà mai usato, in
+questo modo però la \textit{fifo} resta comunque aperta anche in scrittura,
+cosicché le successive chiamate a \func{read} possono bloccarsi.
+
+A questo punto si può entrare nel ciclo principale del programma che fornisce
+le risposte ai client (\texttt{\small 34-50}); questo viene eseguito
+indefinitamente (l'uscita del server viene effettuata inviando un segnale, in
+modo da passare attraverso la funzione di chiusura che cancella la
+\textit{fifo}).
+
+Il server è progettato per accettare come richieste dai client delle stringhe
+che contengono il nome della \textit{fifo} sulla quale deve essere inviata la
+risposta. Per cui prima (\texttt{\small 35-39}) si esegue la lettura dalla
+stringa di richiesta dalla \textit{fifo} nota (che a questo punto si bloccherà
+tutte le volte che non ci sono richieste). Dopo di che, una volta terminata la
+stringa (\texttt{\small 40}) e selezionato (\texttt{\small 41}) un numero
+casuale per ricavare la frase da inviare, si procederà (\texttt{\small
+ 42-46}) all'apertura della \textit{fifo} per la risposta, che poi
+(\texttt{\small 47-48}) vi sarà scritta. Infine (\texttt{\small 49}) si
+chiude la \textit{fifo} di risposta che non serve più.
+
+Il codice del client è invece riportato in fig.~\ref{fig:ipc_fifo_client},
+anche in questo caso si è omessa la gestione delle opzioni e la funzione che
+stampa a video le informazioni di utilizzo ed esce, riportando solo la sezione
+principale del programma e le definizioni delle variabili. Il codice completo
+è nel file \file{FortuneClient.c} dei sorgenti allegati.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/FortuneClient.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Sezione principale del codice del client di \textit{fortunes}
+ basato sulle \textit{fifo}.}
+ \label{fig:ipc_fifo_client}
+\end{figure}
+
+La prima istruzione (\texttt{\small 12}) compone il nome della \textit{fifo}
+che dovrà essere utilizzata per ricevere la risposta dal server. Si usa il
+\ids{PID} del processo per essere sicuri di avere un nome univoco; dopo di che
+(\texttt{\small 13-18}) si procede alla creazione del relativo file, uscendo
+in caso di errore (a meno che il file non sia già presente sul filesystem).
+
+A questo punto il client può effettuare l'interrogazione del server, per
+questo prima si apre la \textit{fifo} nota (\texttt{\small 19-23}), e poi ci
+si scrive (\texttt{\small 24}) la stringa composta in precedenza, che contiene
+il nome della \textit{fifo} da utilizzare per la risposta. Infine si richiude
+la \textit{fifo} del server che a questo punto non serve più (\texttt{\small
+ 25}).
+
+Inoltrata la richiesta si può passare alla lettura della risposta; anzitutto
+si apre (\texttt{\small 26-30}) la \textit{fifo} appena creata, da cui si
+deve riceverla, dopo di che si effettua una lettura (\texttt{\small 31})
+nell'apposito buffer; si è supposto, come è ragionevole, che le frasi inviate
+dal server siano sempre di dimensioni inferiori a \const{PIPE\_BUF},
+tralasciamo la gestione del caso in cui questo non è vero. Infine si stampa
+(\texttt{\small 32}) a video la risposta, si chiude (\texttt{\small 33}) la
+\textit{fifo} e si cancella (\texttt{\small 34}) il relativo file. Si noti
+come la \textit{fifo} per la risposta sia stata aperta solo dopo aver inviato
+la richiesta, se non si fosse fatto così si avrebbe avuto uno stallo, in
+quanto senza la richiesta, il server non avrebbe potuto aprirne il capo in
+scrittura e l'apertura si sarebbe bloccata indefinitamente.
+
+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
+occorrerà definire la variabile di ambiente \envvar{LD\_LIBRARY\_PATH} in modo
+che il linker dinamico possa accedervi.
+
+In generale questa variabile indica il \textit{pathname} della directory
+contenente la libreria. Nell'ipotesi (che daremo sempre per verificata) che si
+facciano le prove direttamente nella directory dei sorgenti (dove di norma
+vengono creati sia i programmi che la libreria), il comando da dare sarà
+\code{export LD\_LIBRARY\_PATH=./}; a questo punto potremo lanciare il server,
+facendogli leggere una decina di frasi, con:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./fortuned -n10}
+\end{Console}
+%$
+
+Avendo usato \func{daemon} per eseguire il server in background il comando
+ritornerà immediatamente, ma potremo verificare con \cmd{ps} che in effetti il
+programma resta un esecuzione in background, e senza avere associato un
+terminale di controllo (si ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:sess_daemon}):
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{ps aux}
+...
+piccardi 27489 0.0 0.0 1204 356 ? S 01:06 0:00 ./fortuned -n10
+piccardi 27492 3.0 0.1 2492 764 pts/2 R 01:08 0:00 ps aux
+\end{Console}
+%$
+e si potrà verificare anche che in \file{/tmp} è stata creata la \textit{fifo}
+di ascolto \file{fortune.fifo}. A questo punto potremo interrogare il server
+con il programma client; otterremo così:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./fortune}
+Linux ext2fs has been stable for a long time, now it's time to break it
+ -- Linuxkongreß '95 in Berlin
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./fortune}
+Let's call it an accidental feature.
+ --Larry Wall
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./fortune}
+......... Escape the 'Gates' of Hell
+ `:::' ....... ......
+ ::: * `::. ::'
+ ::: .:: .:.::. .:: .:: `::. :'
+ ::: :: :: :: :: :: :::.
+ ::: .::. .:: ::. `::::. .:' ::.
+...:::.....................::' .::::..
+ -- William E. Roadcap
+[piccardi@gont sources]$ ./fortune
+Linux ext2fs has been stable for a long time, now it's time to break it
+ -- Linuxkongreß '95 in Berlin
+\end{Console}
+%$
+e ripetendo varie volte il comando otterremo, in ordine casuale, le dieci
+frasi tenute in memoria dal server.
+
+Infine per chiudere il server basterà inviargli un segnale di terminazione (ad
+esempio con \cmd{killall fortuned}) e potremo verificare che il gestore del
+segnale ha anche correttamente cancellato la \textit{fifo} di ascolto da
+\file{/tmp}.
+
+Benché il nostro sistema client-server funzioni, la sua struttura è piuttosto
+complessa e continua ad avere vari inconvenienti\footnote{lo stesso Stevens,
+ che esamina questa architettura in \cite{APUE}, nota come sia impossibile
+ per il server sapere se un client è andato in crash, con la possibilità di
+ far restare le \textit{fifo} temporanee sul filesystem, di come sia
+ necessario intercettare \signal{SIGPIPE} dato che un client può terminare
+ dopo aver fatto una richiesta, ma prima che la risposta sia inviata (cosa
+ che nel nostro esempio non è stata fatta).}; in generale infatti
+l'interfaccia delle \textit{fifo} non è adatta a risolvere questo tipo di
+problemi, che possono essere affrontati in maniera più semplice ed efficace o
+usando i socket (che tratteremo in dettaglio a partire da
+cap.~\ref{cha:socket_intro}) o ricorrendo a meccanismi di comunicazione
+diversi, come quelli che esamineremo in seguito.
+
+
+
+\subsection{La funzione \func{socketpair}}
+\label{sec:ipc_socketpair}
+
+Un meccanismo di comunicazione molto simile alle \textit{pipe}, ma che non
+presenta il problema della unidirezionalità del flusso dei dati, è quello dei
+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.
+
+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:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/socket.h}
+\fdecl{int socketpair(int domain, int type, int protocol, int sv[2])}
+\fdesc{Crea una coppia di socket connessi fra loro.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EAFNOSUPPORT}] i socket locali non sono supportati.
+ \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il protocollo specificato non supporta la
+ creazione di coppie di socket.
+ \item[\errcode{EPROTONOSUPPORT}] il protocollo specificato non è supportato.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro
+ significato generico.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione restituisce in \param{sv} la coppia di descrittori connessi fra di
+loro: quello che si scrive su uno di essi sarà ripresentato in input
+sull'altro e viceversa. Gli argomenti \param{domain}, \param{type} e
+\param{protocol} derivano dall'interfaccia dei socket (vedi
+sez.~\ref{sec:sock_creation}) che è quella che fornisce il substrato per
+connettere i due descrittori, ma in questo caso i soli valori validi che
+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}).
+
+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
+locali in generale) permette di trasmettere attraverso le linea non solo dei
+dati, ma anche dei file descriptor: si può cioè passare da un processo ad un
+altro un file descriptor, con una sorta di duplicazione dello stesso non
+all'interno di uno stesso processo, ma fra processi distinti (torneremo su
+questa funzionalità in sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).
+
+
+\section{L'intercomunicazione fra processi di System V}
\label{sec:ipc_sysv}
-Benché le pipe e le fifo siano ancora ampiamente usate, esse scontano il
-limite fondamentale che il meccanismo di comunicazione che forniscono è
-rigidamente sequenziale: una situazione in cui un processo scrive qualcosa che
-molti altri devono poter leggere non può essere implementata con una pipe.
+Benché le \textit{pipe} e le \textit{fifo} siano ancora ampiamente usate, esse
+scontano il limite fondamentale che il meccanismo di comunicazione che
+forniscono è rigidamente sequenziale: una situazione in cui un processo scrive
+qualcosa che molti altri devono poter leggere non può essere implementata con
+una \textit{pipe}.
Per questo nello sviluppo di System V vennero introdotti una serie di nuovi
oggetti per la comunicazione fra processi ed una nuova interfaccia di
-programmazione, che fossero in grado di garantire una maggiore flessibilità.
-In questa sezione esamineremo come Linux supporta quello che viene ormai
-chiamato il \textsl{Sistema di comunicazione inter-processo} di System V, o
-\textit{System V IPC (Inter-Process Comunication)}.
+programmazione, poi inclusa anche in POSIX.1-2001, che fossero in grado di
+garantire una maggiore flessibilità. In questa sezione esamineremo come Linux
+supporta quello che viene chiamato il \textsl{Sistema di comunicazione fra
+ processi} di System V, cui da qui in avanti faremo riferimento come
+\textit{SysV-IPC} (dove IPC è la sigla di \textit{Inter-Process
+ Comunication}).
\subsection{Considerazioni generali}
\label{sec:ipc_sysv_generic}
-La principale caratteristica del sistema di IPC di System V è quella di essere
-basato su oggetti permanenti che risiedono nel kernel. Questi, a differenza di
-quanto avviene per i file descriptor, non mantengono un contatore dei
-riferimenti, e non vengono cancellati dal sistema una volta che non sono più
-in uso. Questo comporta che, al contrario di quanto avviene per pipe e fifo,
-la memoria allocata per questi oggetti non viene rilasciata automaticamente,
-ed essi devono essere cancellati esplicitamente, altrimenti resteranno attivi
-fino al riavvio del sistema.
-
-Gli oggetti usati nel System V IPC vengono creati direttamente dal kernel, e
-sono accessibili solo specificando il relativo \textsl{identificatore}. Questo
-è il numero progressivo che il kernel assengna a ciascuno di essi quanto
-vengono creati (il prodedimento è simile a quello con cui si assegna il
-\acr{pid} ai processi). L'identificatore viene restituito dalle funzioni che
-creano l'oggetto, ed è quindi locale al processo che le ha eseguite. Dato che
-l'identificatore viene assegnato dinamicamente dal kernel non è possibile
-prevedere quale sarà, ne utilizzare un qualche valore statico, si pone perciò
-il problema di come processi diversi possono accedere allo stesso oggetto.
-
-Per risolvere il problema il kernel associa a ciascun oggetto una struttura
-\var{ipc\_perm}; questa contiene una \textsl{chiave}, identificata da una
-variabile del tipo primitivo \type{key\_t}, che viene specificata in fase di
-creazione e tramite la quale è possibile ricavare l'identificatore. La
-struttura, la cui definizione è riportata in \figref{fig:ipc_ipc_perm},
-contiene anche le varie proprietà associate all'oggetto.
+La principale caratteristica del \textit{SysV-IPC} è quella di essere basato
+su oggetti permanenti che risiedono nel kernel. Questi, a differenza di quanto
+avviene per i file descriptor, non mantengono un contatore dei riferimenti, e
+non vengono cancellati dal sistema una volta che non sono più in uso. Questo
+comporta due problemi: il primo è che, al contrario di quanto avviene per
+\textit{pipe} e \textit{fifo}, la memoria allocata per questi oggetti non
+viene rilasciata automaticamente quando non c'è più nessuno che li utilizzi ed
+essi devono essere cancellati esplicitamente, se non si vuole che restino
+attivi fino al riavvio del sistema. Il secondo problema è, dato che non c'è
+come per i file un contatore del numero di riferimenti che ne indichi l'essere
+in uso, che essi possono essere cancellati anche se ci sono dei processi che
+li stanno utilizzando, con tutte le conseguenze (ovviamente assai sgradevoli)
+del caso.
+
+Un'ulteriore caratteristica negativa è che gli oggetti usati nel
+\textit{SysV-IPC} vengono creati direttamente dal kernel, e sono accessibili
+solo specificando il relativo \textsl{identificatore}. Questo è un numero
+progressivo (un po' come il \ids{PID} dei processi) che il kernel assegna a
+ciascuno di essi quanto vengono creati (sul procedimento di assegnazione
+torneremo in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_id_use}). L'identificatore viene
+restituito dalle funzioni che creano l'oggetto, ed è quindi locale al processo
+che le ha eseguite. Dato che l'identificatore viene assegnato dinamicamente
+dal kernel non è possibile prevedere quale sarà, né utilizzare un qualche
+valore statico, si pone perciò il problema di come processi diversi possono
+accedere allo stesso oggetto.
+
+Per risolvere il problema nella struttura \struct{ipc\_perm} che il kernel
+associa a ciascun oggetto, viene mantenuto anche un campo apposito che
+contiene anche una \textsl{chiave}, identificata da una variabile del tipo
+primitivo \type{key\_t}, da specificare in fase di creazione dell'oggetto, e
+tramite la quale è possibile ricavare l'identificatore.\footnote{in sostanza
+ si sposta il problema dell'accesso dalla classificazione in base
+ all'identificatore alla classificazione in base alla chiave, una delle tante
+ complicazioni inutili presenti nel \textit{SysV-IPC}.} Oltre la chiave, la
+struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:ipc_ipc_perm},
+mantiene varie proprietà ed informazioni associate all'oggetto.
\begin{figure}[!htb]
\footnotesize \centering
- \begin{minipage}[c]{15cm}
- \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm ]{}
-struct ipc_perm
-{
- key_t key; /* Key. */
- uid_t uid; /* Owner's user ID. */
- gid_t gid; /* Owner's group ID. */
- uid_t cuid; /* Creator's user ID. */
- gid_t cgid; /* Creator's group ID. */
- unsigned short int mode; /* Read/write permission. */
- unsigned short int seq; /* Sequence number. */
-};
- \end{lstlisting}
+ \begin{minipage}[c]{0.80\textwidth}
+ \includestruct{listati/ipc_perm.h}
\end{minipage}
\normalsize
- \caption{La struttura \var{ipc\_perm}, come definita in \file{sys/ipc.h}.}
+ \caption{La struttura \structd{ipc\_perm}, come definita in
+ \headfile{sys/ipc.h}.}
\label{fig:ipc_ipc_perm}
\end{figure}
Usando la stessa chiave due processi diversi possono ricavare l'identificatore
-associato ad un oggetto ed accedervi. Il problema che sorge a questo punto è
+associato ad un oggetto ed accedervi. Il problema che sorge a questo punto è
come devono fare per accordarsi sull'uso di una stessa chiave. Se i processi
-sono \textsl{parenti} la soluzione è relativamente semplice, in tal caso
-infatti si può usare il valore speciale \texttt{IPC\_PRIVATE} per creare un
-nuovo oggetto nel processo padre, l'idenficatore così ottenuto sarà
-disponibile in tutti i figli, e potrà essere passato come parametro attraverso
+sono \textsl{imparentati} la soluzione è relativamente semplice, in tal caso
+infatti si può usare il valore speciale \texttt{IPC\_PRIVATE} per creare un
+nuovo oggetto nel processo padre, l'identificatore così ottenuto sarà
+disponibile in tutti i figli, e potrà essere passato come argomento attraverso
una \func{exec}.
-Però quando i processi non sono \textsl{parenti} (come capita tutte le volte
-che si ha a che fare con un sistema client-server) tutto questo non è
-possibile; si potebbe comunque salvare l'identificatore su un file noto, ma
+Però quando i processi non sono \textsl{imparentati} (come capita tutte le
+volte che si ha a che fare con un sistema client-server) tutto questo non è
+possibile; si potrebbe comunque salvare l'identificatore su un file noto, ma
questo ovviamente comporta lo svantaggio di doverselo andare a rileggere. Una
-alternativa più efficace è quella che i programmi usino un valore comune per
-la chiave (che ad esempio può essere dichiarato in un header comune), ma c'è
-sempre il rischio che questa chiave possa essere stata già utilizzata da
+alternativa più efficace è quella che i programmi usino un valore comune per
+la chiave (che ad esempio può essere dichiarato in un header comune), ma c'è
+sempre il rischio che questa chiave possa essere stata già utilizzata da
qualcun altro. Dato che non esiste una convenzione su come assegnare queste
-chiavi in maniera univoca l'interfaccia mette a disposizione una funzione,
-\func{ftok}, che permette di ottenere una chiave specificando il nome di un
-file ed un numero di versione; il suo prototipo è:
-\begin{functions}
- \headdecl{sys/types.h}
- \headdecl{sys/ipc.h}
-
- \funcdecl{key\_t ftok(const char *pathname, int proj\_id)}
-
- Restituisce una chiave per identificare un oggetto del System V IPC.
-
- \bodydesc{La funzione restituisce la chiave in caso di successo e -1
- altrimenti, nel qual caso \var{errno} viene settata ad uno dei possibili
- codici di errore di \func{stat}.}
-\end{functions}
+chiavi in maniera univoca l'interfaccia mette a disposizione una funzione
+apposita, \funcd{ftok}, che permette di ottenere una chiave specificando il
+nome di un file ed un numero di versione; il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fdecl{key\_t ftok(const char *pathname, int proj\_id)}
+\fdesc{Restituisce una chiave per identificare un oggetto del \textit{SysV
+ IPC}.}}
+
+{La funzione ritorna la chiave in caso di successo e $-1$ per un errore, nel
+ qual caso \var{errno} assumerà uno dei possibili codici di errore di
+ \func{stat}.}
+\end{funcproto}
La funzione determina un valore della chiave sulla base di \param{pathname},
-che deve specificare il pathname di un file effettivamente esistente e di un
-numero di progetto \param{proj\_id)}, che di norma viene specificato come
-carattere, dato che ne vengono utilizzati solo gli 8 bit meno
-significativi.\footnote{nelle libc4 e libc5, come avviene in SunOS,
- l'argomento \param{proj\_id)} è dichiarato tipo \ctyp{char}, le \acr{glibc}
- han modificato il prototipo, ma vengono lo stesso utilizzati gli 8 bit meno
- significativi.}
-
-Il problema è che anche così non c'è la sicurezza che il valore della chiave
-sia univoco, infatti esso è costruito combinando il byte di \param{proj\_id)}
-con i 16 bit meno significativi dell'inode del file \param{pathname} (che
-vengono ottenuti attraverso \func{stat}, da cui derivano i possibili errori),
-e gli 8 bit meno significativi del numero del device su cui è il file. Diventa
-perciò relativamente facile ottenere delle collisioni, specie se i file sono
-su dispositivi con lo stesso \textit{minor number}, come \file{/dev/hda1} e
+che deve specificare il \textit{pathname} di un file effettivamente esistente
+e di un numero di progetto \param{proj\_id)}, che di norma viene specificato
+come carattere, dato che ne vengono utilizzati solo gli 8 bit meno
+significativi. Nelle \acr{libc4} e \acr{libc5}, come avviene in SunOS,
+l'argomento \param{proj\_id} è dichiarato tipo \ctyp{char}, la \acr{glibc} usa
+il prototipo specificato da XPG4, ma vengono lo stesso utilizzati gli 8 bit
+meno significativi.
+
+Il problema è che anche così non c'è la sicurezza che il valore della chiave
+sia univoco, infatti esso è costruito combinando il byte di \param{proj\_id)}
+con i 16 bit meno significativi \itindex{inode} dell'inode del file
+\param{pathname} (che vengono ottenuti attraverso \func{stat}, da cui derivano
+i possibili errori), e gli 8 bit meno significativi del numero del 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}.
-In genere quello che si fa è utilizzare un file comune usato dai programmi che
-devono comunicare (ad esempio un haeder, o uno dei programmi che devono usare
-l'oggetto in questione), utilizzando il numero di progetto per ottere le
-chiavi che interessano. In ogni caso occorre sempre controllare, prima di
-creare un oggetto, che la chiave non sia già stata utilizzata. Se questo va
+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
+usare l'oggetto in questione), utilizzando il numero di progetto per ottenere
+le chiavi che interessano. In ogni caso occorre sempre controllare, prima di
+creare un oggetto, che la chiave non sia già stata utilizzata. Se questo va
bene in fase di creazione, le cose possono complicarsi per i programmi che
devono solo accedere, in quanto, a parte gli eventuali controlli sugli altri
-attributi di \var{ipc\_perm}, non esiste una modalità semplice per essere
-sicuri della validità di una certa chiave.
+attributi di \struct{ipc\_perm}, non esiste una modalità semplice per essere
+sicuri che l'oggetto associato ad una certa chiave sia stato effettivamente
+creato da chi ci si aspetta.
-Questo è, insieme al fatto che gli oggetti sono permanenti e devono essere
-cancellati esplicitamente, il principale problema del sistema di IPC di System
-V. Non esiste infatti una modalità chiara per identificare un oggetto, come
-sarebbe stato se lo si fosse associato ad in file, e tutta l'interfaccia è
-inutilmente complessa. Per questo ne è stata effettuata una revisione
-completa nello standard POSIX.1b, che tratteremo in \secref{sec:ipc_posix}.
+Questo è, insieme al fatto che gli oggetti sono permanenti e non mantengono un
+contatore di riferimenti per la cancellazione automatica, il principale
+problema del \textit{SysV-IPC}. Non esiste infatti una modalità chiara per
+identificare un oggetto, come sarebbe stato se lo si fosse associato ad in
+file, e tutta l'interfaccia è inutilmente complessa. Per questo se ne
+sconsiglia assolutamente l'uso nei nuovi programmi, considerato che è ormai
+disponibile una revisione completa dei meccanismi di IPC fatta secondo quanto
+indicato dallo standard POSIX.1b, che presenta una realizzazione più sicura ed
+una interfaccia più semplice, che tratteremo in sez.~\ref{sec:ipc_posix}.
\subsection{Il controllo di accesso}
\label{sec:ipc_sysv_access_control}
-Oltre alle chiavi, abbiamo visto che ad ogni oggetto sono associate in
-\var{ipc\_perm} ulteriori informazioni, come gli identificatori del creatore
-(nei campi \var{cuid} e \var{cgid}) e del proprietario (nei campi \var{uid} e
-\var{gid}) dello stesso, e un insieme di permessi (nel campo \var{mode}). In
-questo modo è possibile definire un controllo di accesso sugli oggetti, simile
-a quello che si ha per i file (vedi \secref{sec:file_perm_overview}).
-
-Benché il controllo di accesso relativo agli oggetti di intercomunicazione sia
-molto simile a quello dei file, restano delle importanti differenze. La prima
-è che il permesso di esecuzione non esiste (e viene ignorato), per cui si può
-parlare solo di permessi di lettura e scrittura (nel caso dei semafori poi
-quest'ultimo è più propriamente il permesso di modificarne lo stato). I valori
-di \var{mode} sono gli stessi ed hanno lo stesso significato di quelli
-riportati in \secref{tab:file_mode_flags}\footnote{se però si vogliono usare
- le costanti simboliche ivi definite occorrerà includere il file
- \file{sys/stat.h}, alcuni sistemi definiscono le costanti \macro{MSG\_R}
- (\texttt{0400}) e \macro{MSG\_W} (\texttt{0200}) per indicare i permessi
- base di lettura e scrittura per il proprietario, da utilizzare, con gli
- opportuni shift, pure per il gruppo e gli altri, in Linux, visto la loro
- scarsa utilità, queste costanti non sono definite.} e come per i file
-definiscono gli accessi per il proprietario, il suo gruppo e tutti gli altri.
-
-Si tenga presente che per gli oggetti di IPC han senso solo i permessi di
-lettura e scrittura, quelli di esecuzione vengono ignorati. Quando l'oggetto
-viene creato i campi \var{cuid} e \var{uid} di \var{ipc\_perm} ed i campi
-\var{cgid} e \var{gid} vengono settati rispettivamente al valore dell'userid e
-del groupid effettivo del processo che ha chiamato la funzione, ma mentre i
-campi \var{uid} e \var{gid} possono essere cambiati, \var{cuid} e \var{cgid}
-restano sempre gli stessi.
-
-Il controllo di accesso è effettuato a due livelli. Il primo è nelle funzioni
-che richiedono l'identificatore di un oggetto data la chiave, che specificano
-tutte un argomento \param{flag}. In tal caso quando viene effettuata la
-ricerca di una chiave, se \param{flag} specifica dei permessi, questi vengono
-controllati e l'identificatore viene restituito solo se essi corrispondono a
-quelli dell'oggetto. Se sono presenti dei permessi non presenti in \var{mode}
-l'accesso sarà invece negato. Questo però è di utilità indicativa, dato che è
-sempre possibile specificare un valore nullo per \param{flag}, nel qual caso
-il controllo avrà sempre successo.
-
-Il secondo livello è quello delle varie funzioni che accedono (in lettura o
-scrittura) all'oggetto. In tal caso lo schema dei controlli è simile a quello
-dei file, ed avviene secondo questa sequenza:
-\begin{enumerate}
-\item se il processo ha i privilegi di amministatore l'accesso è sempre
- consentito.
-\item se l'userid effettivo del processo corrisponde o al valore del campo
+Oltre alle chiavi, abbiamo visto in fig.~\ref{fig:ipc_ipc_perm} che ad ogni
+oggetto sono associate in \struct{ipc\_perm} ulteriori informazioni, come gli
+identificatori del creatore (nei campi \var{cuid} e \var{cgid}) e del
+proprietario (nei campi \var{uid} e \var{gid}) dello stesso, e un insieme di
+permessi (nel campo \var{mode}). In questo modo è possibile definire un
+controllo di accesso sugli oggetti di IPC, simile a quello che si ha per i
+file (vedi sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
+
+Benché questo controllo di accesso sia molto simile a quello dei file, restano
+delle importanti differenze. La prima è che il permesso di esecuzione non
+esiste (e se specificato viene ignorato), per cui si può parlare solo di
+permessi di lettura e scrittura (nel caso dei semafori poi quest'ultimo è più
+propriamente un permesso di modifica). I valori di \var{mode} sono gli stessi
+ed hanno lo stesso significato di quelli riportati in
+tab.~\ref{tab:file_mode_flags} e come per i file definiscono gli accessi per
+il proprietario, il suo gruppo e tutti gli altri.
+
+Se però si vogliono usare le costanti simboliche di
+tab.~\ref{tab:file_mode_flags} occorrerà includere anche il file
+\headfile{sys/stat.h}; alcuni sistemi definiscono le costanti \const{MSG\_R}
+(il valore ottale \texttt{0400}) e \const{MSG\_W} (il valore ottale
+\texttt{0200}) per indicare i permessi base di lettura e scrittura per il
+proprietario, da utilizzare, con gli opportuni shift, pure per il gruppo e gli
+altri. In Linux, visto la loro scarsa utilità, queste costanti non sono
+definite.
+
+Quando l'oggetto viene creato i campi \var{cuid} e \var{uid} di
+\struct{ipc\_perm} ed i campi \var{cgid} e \var{gid} vengono impostati
+rispettivamente al valore dell'\ids{UID} e del \ids{GID} effettivo del processo
+che ha chiamato la funzione, ma, mentre i campi \var{uid} e \var{gid} possono
+essere cambiati, i campi \var{cuid} e \var{cgid} restano sempre gli stessi.
+
+Il controllo di accesso è effettuato a due livelli. Il primo livello è nelle
+funzioni che richiedono l'identificatore di un oggetto data la chiave. Queste
+specificano tutte un argomento \param{flag}, in tal caso quando viene
+effettuata la ricerca di una chiave, qualora \param{flag} specifichi dei
+permessi, questi vengono controllati e l'identificatore viene restituito solo
+se corrispondono a quelli dell'oggetto. Se ci sono dei permessi non presenti
+in \var{mode} l'accesso sarà negato. Questo controllo però è di utilità
+indicativa, dato che è sempre possibile specificare per \param{flag} un valore
+nullo, nel qual caso l'identificatore sarà restituito comunque.
+
+Il secondo livello di controllo è quello delle varie funzioni che accedono
+direttamente (in lettura o scrittura) all'oggetto. In tal caso lo schema dei
+controlli è simile a quello dei file, ed avviene secondo questa sequenza:
+\begin{itemize*}
+\item se il processo ha i privilegi di amministratore (più precisamente la
+ capacità \const{CAP\_IPC\_OWNER}) l'accesso è sempre consentito.
+\item se l'\ids{UID} effettivo del processo corrisponde o al valore del campo
\var{cuid} o a quello del campo \var{uid} ed il permesso per il proprietario
- in \var{mode} è appropriato\footnote{per appropriato si intende che è
- settato il permesso di scrittura per le operazioni di scrittura e quello
- di lettura per le operazioni di lettura.} l'accesso è consentito.
-\item se il groupid effettivo del processo corrisponde o al
+ in \var{mode} è appropriato\footnote{per appropriato si intende che è
+ impostato il permesso di scrittura per le operazioni di scrittura e quello
+ di lettura per le operazioni di lettura.} l'accesso è consentito.
+\item se il \ids{GID} effettivo del processo corrisponde o al
valore del campo \var{cgid} o a quello del campo \var{gid} ed il permesso
- per il gruppo in \var{mode} è appropriato l'accesso è consentito.
-\item
-\end{enumerate}
+ per il gruppo in \var{mode} è appropriato l'accesso è consentito.
+\item se il permesso per gli altri è appropriato l'accesso è consentito.
+\end{itemize*}
+solo se tutti i controlli elencati falliscono l'accesso è negato. Si noti che
+a differenza di quanto avviene per i permessi dei file, fallire in uno dei
+passi elencati non comporta il fallimento dell'accesso. Un'ulteriore
+differenza rispetto a quanto avviene per i file è che per gli oggetti di IPC
+il valore di \itindex{umask} \textit{umask} (si ricordi quanto esposto in
+sez.~\ref{sec:file_perm_management}) non ha alcun significato.
+
+
+\subsection{Gli identificatori ed il loro utilizzo}
+\label{sec:ipc_sysv_id_use}
+
+L'unico campo di \struct{ipc\_perm} del quale non abbiamo ancora parlato è
+\var{seq}, che in fig.~\ref{fig:ipc_ipc_perm} è qualificato con un criptico
+``\textsl{numero di sequenza}'', ne parliamo adesso dato che esso è
+strettamente attinente alle modalità con cui il kernel assegna gli
+identificatori degli oggetti del sistema di IPC.
+
+Quando il sistema si avvia, alla creazione di ogni nuovo oggetto di IPC viene
+assegnato un numero progressivo, pari al numero di oggetti di quel tipo
+esistenti. Se il comportamento fosse sempre questo sarebbe identico a quello
+usato nell'assegnazione dei file descriptor nei processi, ed i valori degli
+identificatori tenderebbero ad essere riutilizzati spesso e restare di piccole
+dimensioni (inferiori al numero massimo di oggetti disponibili).
+
+Questo va benissimo nel caso dei file descriptor, che sono locali ad un
+processo, ma qui il comportamento varrebbe per tutto il sistema, e per
+processi del tutto scorrelati fra loro. Così si potrebbero avere situazioni
+come quella in cui un server esce e cancella le sue code di messaggi, ed il
+relativo identificatore viene immediatamente assegnato a quelle di un altro
+server partito subito dopo, con la possibilità che i client del primo non
+facciano in tempo ad accorgersi dell'avvenuto, e finiscano con l'interagire
+con gli oggetti del secondo, con conseguenze imprevedibili.
+
+Proprio per evitare questo tipo di situazioni il sistema usa il valore di
+\var{seq} per provvedere un meccanismo che porti gli identificatori ad
+assumere tutti i valori possibili, rendendo molto più lungo il periodo in cui
+un identificatore può venire riutilizzato.
+
+Il sistema dispone sempre di un numero fisso di oggetti di IPC, fino al kernel
+2.2.x questi erano definiti dalle costanti \const{MSGMNI}, \const{SEMMNI} e
+\const{SHMMNI}, e potevano essere cambiati (come tutti gli altri limiti
+relativi al \textit{SysV-IPC}) solo con una ricompilazione del kernel. A
+partire dal kernel 2.4.x è possibile cambiare questi valori a sistema attivo
+scrivendo sui file \sysctlrelfile{kernel}{shmmni},
+\sysctlrelfile{kernel}{msgmni} e \sysctlrelfile{kernel}{sem} di
+\file{/proc/sys/kernel} o con l'uso di \func{sysctl}.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/IPCTestId.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Sezione principale del programma di test per l'assegnazione degli
+ identificatori degli oggetti di IPC \file{IPCTestId.c}.}
+ \label{fig:ipc_sysv_idtest}
+\end{figure}
+Per ciascun tipo di oggetto di IPC viene mantenuto in \var{seq} un numero di
+sequenza progressivo che viene incrementato di uno ogni volta che l'oggetto
+viene cancellato. Quando l'oggetto viene creato usando uno spazio che era già
+stato utilizzato in precedenza, per restituire il nuovo identificatore al
+numero di oggetti presenti viene sommato il valore corrente del campo
+\var{seq}, moltiplicato per il numero massimo di oggetti di quel tipo.
+
+Questo in realtà è quanto avveniva fino ai kernel della serie 2.2, dalla serie
+2.4 viene usato lo stesso fattore di moltiplicazione per qualunque tipo di
+oggetto, utilizzando il valore dalla costante \const{IPCMNI} (definita in
+\file{include/linux/ipc.h}), che indica il limite massimo complessivo per il
+numero di tutti gli oggetti presenti nel \textit{SysV-IPC}, ed il cui default
+è 32768. Si evita così il riutilizzo degli stessi numeri, e si fa sì che
+l'identificatore assuma tutti i valori possibili.
+
+In fig.~\ref{fig:ipc_sysv_idtest} è riportato il codice di un semplice
+programma di test che si limita a creare un oggetto di IPC (specificato con
+una opzione a riga di comando), stamparne il numero di identificatore, e
+cancellarlo, il tutto un numero di volte specificato tramite una seconda
+opzione. La figura non riporta il codice di selezione delle opzioni, che
+permette di inizializzare i valori delle variabili \var{type} al tipo di
+oggetto voluto, e \var{n} al numero di volte che si vuole effettuare il ciclo
+di creazione, stampa, cancellazione.
+
+I valori di default sono per l'uso delle code di messaggi e per 5 ripetizioni
+del ciclo. Per questo motivo se non si utilizzano opzioni verrà eseguito per
+cinque volte il ciclo (\texttt{\small 7-11}), in cui si crea una coda di
+messaggi (\texttt{\small 8}), se ne stampa l'identificativo (\texttt{\small
+ 9}) e la si rimuove (\texttt{\small 10}). Non stiamo ad approfondire adesso
+il significato delle funzioni utilizzate, che verranno esaminate nelle
+prossime sezioni.
+
+Quello che ci interessa infatti è verificare l'allocazione degli
+identificativi associati agli oggetti; lanciando il comando si otterrà
+pertanto qualcosa del tipo:
+\begin{Console}
+piccardi@gont sources]$ \textbf{./ipctestid}
+Identifier Value 0
+Identifier Value 32768
+Identifier Value 65536
+Identifier Value 98304
+Identifier Value 131072
+\end{Console}
+%$
+il che ci mostra che stiamo lavorando con un kernel posteriore alla serie 2.2
+nel quale non avevamo ancora usato nessuna coda di messaggi (il valore nullo
+del primo identificativo indica che il campo \var{seq} era zero). Ripetendo il
+comando, e quindi eseguendolo in un processo diverso, in cui non può esistere
+nessuna traccia di quanto avvenuto in precedenza, otterremo come nuovo
+risultato:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./ipctestid}
+Identifier Value 163840
+Identifier Value 196608
+Identifier Value 229376
+Identifier Value 262144
+Identifier Value 294912
+\end{Console}
+%$
+in cui la sequenza numerica prosegue, cosa che ci mostra come il valore di
+\var{seq} continui ad essere incrementato e costituisca in effetti una
+quantità mantenuta all'interno del sistema ed indipendente dai processi.
\subsection{Code di messaggi}
\label{sec:ipc_sysv_mq}
-Il primo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello delle code di
-messaggi. Le code di messaggi sono oggetti analoghi alle pipe o alle fifo,
-anche se la loro struttura è diversa. La funzione che permette di ottenerne
-una è \func{msgget} ed il suo prototipo è:
-\begin{functions}
- \headdecl{sys/types.h}
- \headdecl{sys/ipc.h}
- \headdecl{sys/msg.h}
-
- \funcdecl{int msgget(key\_t key, int flag)}
-
- Restituisce l'identificatore di una cosa di messaggi.
-
- \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
- in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato ad uno dei
- valori:
+Il primo oggetto introdotto dal \textit{SysV-IPC} è quello delle code di
+messaggi. Le code di messaggi sono oggetti analoghi alle \textit{pipe} o alle
+\textit{fifo} ed il loro scopo principale è quello di fornire a processi
+diversi un meccanismo con cui scambiarsi dei dati in forma di messaggio. Dato
+che le \textit{pipe} e le \textit{fifo} costituiscono una ottima alternativa,
+ed in genere sono molto più semplici da usare, le code di messaggi sono il
+meno utilizzato degli oggetti introdotti dal \textit{SysV-IPC}.
+
+La funzione di sistema che permette di ottenere l'identificativo di una coda
+di messaggi esistente per potervi accedere, oppure di creare una nuova coda
+qualora quella indicata non esista ancora, è \funcd{msgget}, e il suo
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/msg.h}
+\fdecl{int msgget(key\_t key, int flag)}
+\fdesc{Ottiene o crea una coda di messaggi.}
+}
+
+{La funzione ritorna l'identificatore (un intero positivo) in caso di successo
+ e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
- \item[\macro{EACCES}] Il processo chiamante non ha i provilegi per accedere
- alla coda richiesta.
- \item[\macro{EEXIST}] Si è richiesta la creazione di una coda che già
- esiste, ma erano specificati sia \macro{IPC\_CREAT} che \macro{IPC\_EXCL}.
- \item[\macro{EIDRM}] La coda richiesta è marcata per essere cancellata.
- \item[\macro{ENOENT}] Si è cercato di ottenere l'identificatore di una coda
- di messaggi specificando una chiave che non esiste e \macro{IPC\_CREAT}
+ \item[\errcode{EACCES}] il processo chiamante non ha i privilegi per
+ accedere alla coda richiesta.
+ \item[\errcode{EEXIST}] si è richiesta la creazione di una coda che già
+ esiste, ma erano specificati sia \const{IPC\_CREAT} che \const{IPC\_EXCL}.
+ \item[\errcode{EIDRM}] la coda richiesta è marcata per essere cancellata
+ (solo fino al kernel 2.3.20).
+ \item[\errcode{ENOENT}] si è cercato di ottenere l'identificatore di una coda
+ di messaggi specificando una chiave che non esiste e \const{IPC\_CREAT}
non era specificato.
- \item[\macro{ENOSPC}] Si è cercato di creare una coda di messaggi quando è
- stato il limite massimo del sistema.
- \end{errlist}
- ed inoltre \macro{ENOMEM}.
-}
-\end{functions}
+ \item[\errcode{ENOSPC}] si è cercato di creare una coda di messaggi quando è
+ stato superato il limite massimo di code (\const{MSGMNI}).
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
+\end{funcproto}
Le funzione (come le analoghe che si usano per gli altri oggetti) serve sia a
ottenere l'identificatore di una coda di messaggi esistente, che a crearne una
-nuova. L'argomento \param{key} specifica la chiave che è associata
+nuova. L'argomento \param{key} specifica la chiave che è associata
all'oggetto, eccetto il caso in cui si specifichi il valore
-\macro{IPC\_PRIVATE}, nel qual caso la coda è creata ex-novo e non vi è
-associata alcuna chiave, il processo (ed i suoi eventuali figli) potranno
-farvi riferimento solo attraverso l'identificatore.
+\const{IPC\_PRIVATE}, nel qual caso la coda è creata ex-novo e non vi è
+associata alcuna chiave (per questo viene detta \textsl{privata}), ed il
+processo e i suoi eventuali figli potranno farvi riferimento solo attraverso
+l'identificatore.
-Se invece si specifica un valore diverso da \macro{IPC\_PRIVATE}\footnote{in
- Linux questo significa un valore diverso da zero.} l'effetto della funzione
-dipende dal valore di \param{flag}, se questo è nullo la funzione si limita ad
+Se invece si specifica un valore diverso da \const{IPC\_PRIVATE} (in Linux
+questo significa un valore diverso da zero) l'effetto della funzione dipende
+dal valore di \param{flag}, se questo è nullo la funzione si limita ad
effettuare una ricerca sugli oggetti esistenti, restituendo l'identificatore
-se trova una corrispondenza, o fallendo con un errore di \macro{ENOENT} se non
-esiste o di \macro{EACCESS} se si sono specificati dei permessi non validi.
+se trova una corrispondenza, o fallendo con un errore di \errcode{ENOENT} se
+non esiste o di \errcode{EACCES} se si sono specificati dei permessi non
+validi.
-Se invece si vuole creare una nuova coda di messaggi \param{flag} non può
+Se invece si vuole creare una nuova coda di messaggi \param{flag} non può
essere nullo e deve essere fornito come maschera binaria, impostando il bit
-corrispondente al valore \macro{IPC\_CREAT}. In questo caso i nove bit meno
+corrispondente al valore \const{IPC\_CREAT}. In questo caso i nove bit meno
significativi di \param{flag} saranno usati come permessi per il nuovo
-oggetto, secondo quanto illustrato in \secref{sec:ipc_sysv_access_control}.
-Se si imposta anche il bit corrispondente a \macro{IPC\_EXCL} la funzione avrà
-successo solo se l'oggetto non esiste già, fallendo con un errore di
-\macro{EEXIST} altrimenti.
+oggetto, secondo quanto illustrato in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_access_control}.
+Se si imposta anche il bit corrispondente a \const{IPC\_EXCL} la funzione avrà
+successo solo se l'oggetto non esiste già, fallendo con un errore di
+\errcode{EEXIST} altrimenti.
+
+Si tenga conto che l'uso di \const{IPC\_PRIVATE} non impedisce ad altri
+processi di accedere alla coda, se hanno privilegi sufficienti, una volta che
+questi possano indovinare o ricavare, ad esempio per tentativi,
+l'identificatore ad essa associato. Per come sono implementati gli oggetti di
+IPC infatti non esiste alcun modo in cui si possa garantire l'accesso
+esclusivo ad una coda di messaggi. Usare \const{IPC\_PRIVATE} o
+\const{IPC\_CREAT} e \const{IPC\_EXCL} per \param{flag} comporta solo la
+creazione di una nuova coda.
+
+\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|c|r|l|l|}
+ \hline
+ \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{File in \file{/proc}}
+ & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{MSGMNI}& 16& \file{msgmni} & Numero massimo di code di
+ messaggi.\\
+ \const{MSGMAX}& 8192& \file{msgmax} & Dimensione massima di un singolo
+ messaggio.\\
+ \const{MSGMNB}&16384& \file{msgmnb} & Dimensione massima del contenuto di
+ una coda.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori delle costanti associate ai limiti delle code di messaggi.}
+ \label{tab:ipc_msg_limits}
+\end{table}
+Le code di messaggi sono caratterizzate da tre limiti fondamentali, un tempo
+definiti staticamente e corrispondenti alle prime tre costanti riportate in
+tab.~\ref{tab:ipc_msg_limits}. Come accennato però con tutte le versioni più
+recenti del kernel con Linux è possibile modificare questi limiti attraverso
+l'uso di \func{sysctl} o scrivendo nei file \sysctlrelfile{kernel}{msgmax},
+\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.
-Una coda di messaggi è costituita da una \textit{linked list} in cui nuovi
-messaggi vengono inseriti in coda e letti dalla cima, con una struttura del
-tipo di quella illustrata in
+\begin{figure}[!htb]
+ \centering \includegraphics[width=13cm]{img/mqstruct}
+ \caption{Schema della struttura di una coda messaggi.}
+ \label{fig:ipc_mq_schema}
+\end{figure}
+A ciascuna coda è associata una struttura \struct{msqid\_ds} la cui
+definizione è riportata in fig.~\ref{fig:ipc_msqid_ds} ed a cui si accede
+includendo \headfile{sys/msg.h};
+%
+% INFO: sotto materiale obsoleto e non interessante
+% In questa struttura il
+% kernel mantiene le principali informazioni riguardo lo stato corrente della
+% coda. Come accennato questo vale fino ai kernel della serie 2.2, essa viene
+% usata nei kernel della serie 2.4 solo per compatibilità in quanto è quella
+% restituita dalle funzioni dell'interfaccia; si noti come ci sia una differenza
+% con i campi mostrati nello schema di fig.~\ref{fig:ipc_mq_schema} che sono
+% presi dalla definizione di \file{include/linux/msg.h}, e fanno riferimento
+% alla definizione della omonima struttura usata nel kernel.
+%In fig.~\ref{fig:ipc_msqid_ds} sono elencati i campi definiti in
+%\headfile{sys/msg.h};
+si tenga presente che il campo \var{\_\_msg\_cbytes} non è previsto dallo
+standard POSIX.1-2001 e che alcuni campi fino al kernel 2.2 erano definiti
+come \ctyp{short}.
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{.90\textwidth}
+ \includestruct{listati/msqid_ds.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \structd{msqid\_ds}, associata a ciascuna coda di
+ messaggi.}
+ \label{fig:ipc_msqid_ds}
+\end{figure}
-\subsection{Semafori}
+Quando si crea una nuova coda con \func{msgget} questa struttura viene
+inizializzata,\footnote{in realtà viene inizializzata una struttura interna al
+ kernel, ma i dati citati sono gli stessi.} in particolare il campo
+\var{msg\_perm} che esprime i permessi di accesso viene inizializzato nella
+modalità illustrata in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_access_control}. Per quanto
+riguarda gli altri campi invece:
+\begin{itemize*}
+\item il campo \var{msg\_qnum}, che esprime il numero di messaggi presenti
+ sulla coda, viene inizializzato a 0.
+\item i campi \var{msg\_lspid} e \var{msg\_lrpid}, che esprimono
+ rispettivamente il \ids{PID} dell'ultimo processo che ha inviato o ricevuto
+ un messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
+\item i campi \var{msg\_stime} e \var{msg\_rtime}, che esprimono
+ rispettivamente il tempo in cui è stato inviato o ricevuto l'ultimo
+ messaggio sulla coda, sono inizializzati a 0.
+\item il campo \var{msg\_ctime}, che esprime il tempo di ultima modifica della
+ coda, viene inizializzato al tempo corrente.
+\item il campo \var{msg\_qbytes}, che esprime la dimensione massima del
+ contenuto della coda (in byte) viene inizializzato al valore preimpostato
+ del sistema (\const{MSGMNB}).
+\item il campo \var{\_\_msg\_cbytes}, che esprime la dimensione in byte dei
+ messaggi presenti sulla coda, viene inizializzato a zero.
+% i campi \var{msg\_first} e \var{msg\_last} che esprimono l'indirizzo del
+% primo e ultimo messaggio sono inizializzati a \val{NULL} e
+% \var{msg\_cbytes}, che esprime la dimensione in byte dei messaggi presenti è
+% inizializzato a zero. Questi campi sono ad uso interno dell'implementazione
+% e non devono essere utilizzati da programmi in user space).
+\end{itemize*}
+
+Una volta creata una coda di messaggi le operazioni di controllo vengono
+effettuate con la funzione di sistema \funcd{msgctl}, che, come le analoghe
+\func{semctl} e \func{shmctl}, fa le veci di quello che \func{ioctl} è per i
+file; il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/msg.h}
+\fdecl{int msgctl(int msqid, int cmd, struct msqid\_ds *buf)}
+\fdesc{Esegue una operazione su una coda.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] si è richiesto \const{IPC\_STAT} ma processo
+ chiamante non ha i privilegi di lettura sulla coda.
+ \item[\errcode{EIDRM}] la coda richiesta è stata cancellata.
+ \item[\errcode{EPERM}] si è richiesto \const{IPC\_SET} o \const{IPC\_RMID} ma
+ il processo non ha i privilegi, o si è richiesto di aumentare il valore di
+ \var{msg\_qbytes} oltre il limite \const{MSGMNB} senza essere
+ amministratore.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL} nel loro significato
+ generico.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione permette di eseguire una operazione di controllo per la coda
+specificata dall'identificatore \param{msqid}, utilizzando i valori della
+struttura \struct{msqid\_ds}, mantenuta all'indirizzo \param{buf}. Il
+comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
+che specifica il tipo di azione da eseguire. I valori possibili
+per \param{cmd} sono:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.6cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\const{IPC\_STAT}] Legge le informazioni riguardo la coda nella
+ struttura \struct{msqid\_ds} indicata da \param{buf}. Occorre avere il
+ permesso di lettura sulla coda.
+\item[\const{IPC\_RMID}] Rimuove la coda, cancellando tutti i dati, con
+ effetto immediato. Tutti i processi che cercheranno di accedere alla coda
+ riceveranno un errore di \errcode{EIDRM}, e tutti processi in attesa su
+ funzioni di lettura o di scrittura sulla coda saranno svegliati ricevendo
+ il medesimo errore. Questo comando può essere eseguito solo da un processo
+ con \ids{UID} effettivo corrispondente al creatore o al proprietario della
+ coda, o all'amministratore.
+\item[\const{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
+ della coda, ed il limite massimo sulle dimensioni del totale dei messaggi in
+ essa contenuti (\var{msg\_qbytes}). I valori devono essere passati in una
+ struttura \struct{msqid\_ds} puntata da \param{buf}. Per modificare i
+ valori di \var{msg\_perm.mode}, \var{msg\_perm.uid} e \var{msg\_perm.gid}
+ occorre essere il proprietario o il creatore della coda, oppure
+ l'amministratore e lo stesso vale per \var{msg\_qbytes}. Infine solo
+ l'amministratore (più precisamente un processo con la capacità
+ \const{CAP\_IPC\_RESOURCE}) ha la facoltà di incrementarne il valore a
+ limiti superiori a \const{MSGMNB}. Se eseguita con successo la funzione
+ aggiorna anche il campo \var{msg\_ctime}.
+\end{basedescript}
+
+A questi tre valori, che sono quelli previsti dallo standard, su Linux se ne
+affiancano altri tre (\const{IPC\_INFO}, \const{MSG\_STAT} e
+\const{MSG\_INFO}) introdotti ad uso del programma \cmd{ipcs} per ottenere le
+informazioni generali relative alle risorse usate dalle code di
+messaggi. Questi potranno essere modificati o rimossi in favore dell'uso di
+\texttt{/proc}, per cui non devono essere usati e non li tratteremo.
+
+Una volta che si abbia a disposizione l'identificatore, per inviare un
+messaggio su una coda si utilizza la funzione di sistema \funcd{msgsnd}, il
+cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/msg.h}
+\fdecl{int msgsnd(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz, int msgflg)}
+\fdesc{Invia un messaggio su una coda.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
+ \item[\errcode{EAGAIN}] il messaggio non può essere inviato perché si è
+ superato il limite \var{msg\_qbytes} sul numero massimo di byte presenti
+ sulla coda, e si è richiesto \const{IPC\_NOWAIT} in \param{flag}.
+ \item[\errcode{EIDRM}] la coda è stata cancellata.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un \param{msgid} invalido, o un
+ valore non positivo per \param{mtype}, o un valore di \param{msgsz}
+ maggiore di \const{MSGMAX}.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{EINTR} e \errval{ENOMEM} nel loro
+ significato generico.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione inserisce il messaggio sulla coda specificata da \param{msqid}; il
+messaggio ha lunghezza specificata da \param{msgsz} ed è passato attraverso il
+l'argomento \param{msgp}. Quest'ultimo deve venire passato sempre come
+puntatore ad una struttura \struct{msgbuf} analoga a quella riportata in
+fig.~\ref{fig:ipc_msbuf} che è quella che deve contenere effettivamente il
+messaggio. La dimensione massima per il testo di un messaggio non può
+comunque superare il limite \const{MSGMAX}.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{0.8\textwidth}
+ \includestruct{listati/msgbuf.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Schema della struttura \structd{msgbuf}, da utilizzare come
+ argomento per inviare/ricevere messaggi.}
+ \label{fig:ipc_msbuf}
+\end{figure}
+
+La struttura di fig.~\ref{fig:ipc_msbuf} è comunque solo un modello, tanto che
+la definizione contenuta in \headfile{sys/msg.h} usa esplicitamente per il
+secondo campo il valore \code{mtext[1]}, che non è di nessuna utilità ai fini
+pratici. La sola cosa che conta è che la struttura abbia come primo membro un
+campo \var{mtype} come nell'esempio; esso infatti serve ad identificare il
+tipo di messaggio e deve essere sempre specificato come intero positivo di
+tipo \ctyp{long}. Il campo \var{mtext} invece può essere di qualsiasi tipo e
+dimensione, e serve a contenere il testo del messaggio.
+
+In generale pertanto per inviare un messaggio con \func{msgsnd} si usa
+ridefinire una struttura simile a quella di fig.~\ref{fig:ipc_msbuf}, adattando
+alle proprie esigenze il campo \var{mtype}, (o ridefinendo come si vuole il
+corpo del messaggio, anche con più campi o con strutture più complesse) avendo
+però la cura di mantenere nel primo campo un valore di tipo \ctyp{long} che ne
+indica il tipo.
+
+Si tenga presente che la lunghezza che deve essere indicata in questo
+argomento è solo quella del messaggio, non quella di tutta la struttura, se
+cioè \var{message} è una propria struttura che si passa alla funzione,
+\param{msgsz} dovrà essere uguale a \code{sizeof(message)-sizeof(long)}, (se
+consideriamo il caso dell'esempio in fig.~\ref{fig:ipc_msbuf}, \param{msgsz}
+dovrà essere pari a \const{LENGTH}).
+
+Per capire meglio il funzionamento della funzione riprendiamo in
+considerazione la struttura della coda illustrata in
+fig.~\ref{fig:ipc_mq_schema}. Alla chiamata di \func{msgsnd} il nuovo messaggio
+sarà aggiunto in fondo alla lista inserendo una nuova struttura \struct{msg},
+il puntatore \var{msg\_last} di \struct{msqid\_ds} verrà aggiornato, come pure
+il puntatore al messaggio successivo per quello che era il precedente ultimo
+messaggio; il valore di \var{mtype} verrà mantenuto in \var{msg\_type} ed il
+valore di \param{msgsz} in \var{msg\_ts}; il testo del messaggio sarà copiato
+all'indirizzo specificato da \var{msg\_spot}.
+
+Il valore dell'argomento \param{flag} permette di specificare il comportamento
+della funzione. Di norma, quando si specifica un valore nullo, la funzione
+ritorna immediatamente a meno che si sia ecceduto il valore di
+\var{msg\_qbytes}, o il limite di sistema sul numero di messaggi, nel qual
+caso si blocca. Se si specifica per \param{flag} il valore
+\const{IPC\_NOWAIT} la funzione opera in modalità non-bloccante, ed in questi
+casi ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
+
+Se non si specifica \const{IPC\_NOWAIT} la funzione resterà bloccata fintanto
+che non si liberano risorse sufficienti per poter inserire nella coda il
+messaggio, nel qual caso ritornerà normalmente. La funzione può ritornare con
+una condizione di errore anche in due altri casi: quando la coda viene rimossa
+(nel qual caso si ha un errore di \errcode{EIDRM}) o quando la funzione viene
+interrotta da un segnale (nel qual caso si ha un errore di \errcode{EINTR}).
+
+Una volta completato con successo l'invio del messaggio sulla coda, la
+funzione aggiorna i dati mantenuti in \struct{msqid\_ds}, in particolare
+vengono modificati:
+\begin{itemize*}
+\item Il valore di \var{msg\_lspid}, che viene impostato al \ids{PID} del
+ processo chiamante.
+\item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene incrementato di uno.
+\item Il valore \var{msg\_stime}, che viene impostato al tempo corrente.
+\end{itemize*}
+
+La funzione di sistema che viene utilizzata per estrarre un messaggio da una
+coda è \funcd{msgrcv}, ed il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/msg.h}
+\fdecl{ssize\_t msgrcv(int msqid, struct msgbuf *msgp, size\_t msgsz,
+ long msgtyp, int msgflg)}
+\fdesc{Legge un messaggio da una coda.}
+}
+
+{La funzione ritorna il numero di byte letti in caso di successo e $-1$ per un
+ errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{E2BIG}] il testo del messaggio è più lungo di \param{msgsz} e
+ non si è specificato \const{MSG\_NOERROR} in \param{msgflg}.
+ \item[\errcode{EACCES}] non si hanno i privilegi di accesso sulla coda.
+ \item[\errcode{EIDRM}] la coda è stata cancellata.
+ \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale mentre
+ era in attesa di ricevere un messaggio.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un \param{msgid} invalido o un
+ valore di \param{msgsz} negativo.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione legge un messaggio dalla coda specificata da \param{msqid},
+scrivendolo sulla struttura puntata da \param{msgp}, che dovrà avere un
+formato analogo a quello di fig.~\ref{fig:ipc_msbuf}. Una volta estratto, il
+messaggio sarà rimosso dalla coda. L'argomento \param{msgsz} indica la
+lunghezza massima del testo del messaggio (equivalente al valore del parametro
+\const{LENGTH} nell'esempio di fig.~\ref{fig:ipc_msbuf}).
+
+Se il testo del messaggio ha lunghezza inferiore a \param{msgsz} esso viene
+rimosso dalla coda; in caso contrario, se \param{msgflg} è impostato a
+\const{MSG\_NOERROR}, il messaggio viene troncato e la parte in eccesso viene
+perduta, altrimenti il messaggio non viene estratto e la funzione ritorna con
+un errore di \errcode{E2BIG}.
+
+L'argomento \param{msgtyp} permette di restringere la ricerca ad un
+sottoinsieme dei messaggi presenti sulla coda; la ricerca infatti è fatta con
+una scansione della struttura mostrata in fig.~\ref{fig:ipc_mq_schema},
+restituendo il primo messaggio incontrato che corrisponde ai criteri
+specificati (che quindi, visto come i messaggi vengono sempre inseriti dalla
+coda, è quello meno recente); in particolare:
+\begin{itemize*}
+\item se \param{msgtyp} è 0 viene estratto il messaggio in cima alla coda, cioè
+ quello fra i presenti che è stato inserito per primo.
+\item se \param{msgtyp} è positivo viene estratto il primo messaggio il cui
+ tipo (il valore del campo \var{mtype}) corrisponde al valore di
+ \param{msgtyp}.
+\item se \param{msgtyp} è negativo viene estratto il primo fra i messaggi con
+ il valore più basso del tipo, fra tutti quelli il cui tipo ha un valore
+ inferiore al valore assoluto di \param{msgtyp}.
+\end{itemize*}
+
+Il valore di \param{msgflg} permette di controllare il comportamento della
+funzione, esso può essere nullo o una maschera binaria composta da uno o più
+valori. Oltre al precedente \const{MSG\_NOERROR}, sono possibili altri due
+valori: \const{MSG\_EXCEPT}, che permette, quando \param{msgtyp} è positivo,
+di leggere il primo messaggio nella coda con tipo diverso da \param{msgtyp}, e
+\const{IPC\_NOWAIT} che causa il ritorno immediato della funzione quando non
+ci sono messaggi sulla coda.
+
+Il comportamento usuale della funzione infatti, se non ci sono messaggi
+disponibili per la lettura, è di bloccare il processo. Nel caso però si sia
+specificato \const{IPC\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente con un
+errore \errcode{ENOMSG}. Altrimenti la funzione ritorna normalmente non appena
+viene inserito un messaggio del tipo desiderato, oppure ritorna con errore
+qualora la coda sia rimossa (con \var{errno} impostata a \errcode{EIDRM}) o se
+il processo viene interrotto da un segnale (con \var{errno} impostata a
+\errcode{EINTR}).
+
+Una volta completata con successo l'estrazione del messaggio dalla coda, la
+funzione aggiorna i dati mantenuti in \struct{msqid\_ds}, in particolare
+vengono modificati:
+\begin{itemize*}
+\item Il valore di \var{msg\_lrpid}, che viene impostato al \ids{PID} del
+ processo chiamante.
+\item Il valore di \var{msg\_qnum}, che viene decrementato di uno.
+\item Il valore \var{msg\_rtime}, che viene impostato al tempo corrente.
+\end{itemize*}
+
+Le code di messaggi presentano il solito problema di tutti gli oggetti del
+\textit{SysV-IPC} che essendo questi permanenti restano nel sistema occupando
+risorse anche quando un processo è terminato, al contrario delle \textit{pipe}
+per le quali tutte le risorse occupate vengono rilasciate quanto l'ultimo
+processo che le utilizzava termina. Questo comporta che in caso di errori si
+può saturare il sistema, e che devono comunque essere esplicitamente previste
+delle funzioni di rimozione in caso di interruzioni o uscite dal programma
+(come vedremo in fig.~\ref{fig:ipc_mq_fortune_server}).
+
+L'altro problema è che non facendo uso di file descriptor le tecniche di
+\textit{I/O multiplexing} descritte in sez.~\ref{sec:file_multiplexing} non
+possono essere utilizzate, e non si ha a disposizione niente di analogo alle
+funzioni \func{select} e \func{poll}. Questo rende molto scomodo usare più di
+una di queste strutture alla volta; ad esempio non si può scrivere un server
+che aspetti un messaggio su più di una coda senza fare ricorso ad una tecnica
+di \itindex{polling} \textit{polling} che esegua un ciclo di attesa su
+ciascuna di esse.
+
+Come esempio dell'uso delle code di messaggi possiamo riscrivere il nostro
+server di \textit{fortunes} usando queste al posto delle \textit{fifo}. In
+questo caso useremo una sola coda di messaggi, usando il tipo di messaggio per
+comunicare in maniera indipendente con client diversi.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/MQFortuneServer.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Sezione principale del codice del server di \textit{fortunes}
+ basato sulle \textit{message queue}.}
+ \label{fig:ipc_mq_fortune_server}
+\end{figure}
+
+In fig.~\ref{fig:ipc_mq_fortune_server} si è riportato un estratto delle parti
+principali del codice del nuovo server (il codice completo è nel file
+\file{MQFortuneServer.c} nei sorgenti allegati). Il programma è basato su un
+uso accorto della caratteristica di poter associate un ``tipo'' ai messaggi
+per permettere una comunicazione indipendente fra il server ed i vari client,
+usando il \ids{PID} di questi ultimi come identificativo. Questo è possibile
+in quanto, al contrario di una \textit{fifo}, la lettura di una coda di
+messaggi può non essere sequenziale, proprio grazie alla classificazione dei
+messaggi sulla base del loro tipo.
+
+Il programma, oltre alle solite variabili per il nome del file da cui leggere
+le \textit{fortunes} e per il vettore di stringhe che contiene le frasi,
+definisce due strutture appositamente per la comunicazione; con
+\var{msgbuf\_read} vengono passate (\texttt{\small 8-11}) le richieste mentre
+con \var{msgbuf\_write} vengono restituite (\texttt{\small 12-15}) le frasi.
+
+La gestione delle opzioni si è al solito omessa, essa si curerà di impostare
+nella variabile \var{n} il numero di frasi da leggere specificato a linea di
+comando ed in \var{fortunefilename} il file da cui leggerle. Dopo aver
+installato (\texttt{\small 19-21}) i gestori dei segnali per trattare
+l'uscita dal server, viene prima controllato (\texttt{\small 22}) il numero di
+frasi richieste abbia senso (cioè sia maggiore di zero), le quali poi vengono
+lette (\texttt{\small 23}) nel vettore in memoria con la stessa funzione
+\code{FortuneParse} usata anche per il server basato sulle \textit{fifo}.
+
+Una volta inizializzato il vettore di stringhe coi messaggi presi dal file
+delle \textit{fortune} si procede (\texttt{\small 25}) con la generazione di
+una chiave per identificare la coda di messaggi (si usa il nome del file dei
+sorgenti del server) con la quale poi si esegue (\texttt{\small 26}) la
+creazione della stessa (si noti come si sia chiamata \func{msgget} con un
+valore opportuno per l'argomento \param{flag}), avendo cura di abortire il
+programma (\texttt{\small 27-29}) in caso di errore.
+
+Finita la fase di inizializzazione il server prima (\texttt{\small 32}) chiama
+la funzione \func{daemon} per andare in background e poi esegue in permanenza
+il ciclo principale (\texttt{\small 33-40}). Questo inizia (\texttt{\small
+ 34}) con il porsi in attesa di un messaggio di richiesta da parte di un
+client. Si noti infatti come \func{msgrcv} richieda un messaggio con
+\var{mtype} uguale a 1, questo è il valore usato per le richieste dato che
+corrisponde al \ids{PID} di \cmd{init}, che non può essere un client. L'uso
+del flag \const{MSG\_NOERROR} è solo per sicurezza, dato che i messaggi di
+richiesta sono di dimensione fissa (e contengono solo il \ids{PID} del
+client).
+
+Se non sono presenti messaggi di richiesta \func{msgrcv} si bloccherà,
+ritornando soltanto in corrispondenza dell'arrivo sulla coda di un messaggio
+di richiesta da parte di un client, in tal caso il ciclo prosegue
+(\texttt{\small 35}) selezionando una frase a caso, copiandola (\texttt{\small
+ 36}) nella struttura \var{msgbuf\_write} usata per la risposta e
+calcolandone (\texttt{\small 37}) la dimensione.
+
+Per poter permettere a ciascun client di ricevere solo la risposta indirizzata
+a lui il tipo del messaggio in uscita viene inizializzato (\texttt{\small 38})
+al valore del \ids{PID} del client ricevuto nel messaggio di richiesta.
+L'ultimo passo del ciclo (\texttt{\small 39}) è inviare sulla coda il
+messaggio di risposta. Si tenga conto che se la coda è piena anche questa
+funzione potrà bloccarsi fintanto che non venga liberato dello spazio.
+
+Si noti che il programma può terminare solo grazie ad una interruzione da
+parte di un segnale; in tal caso verrà eseguito (\texttt{\small 45-48}) il
+gestore \code{HandSIGTERM}, che semplicemente si limita a cancellare la coda
+(\texttt{\small 46}) ed ad uscire (\texttt{\small 47}).
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/MQFortuneClient.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Sezione principale del codice del client di \textit{fortunes}
+ basato sulle \textit{message queue}.}
+ \label{fig:ipc_mq_fortune_client}
+\end{figure}
+
+In fig.~\ref{fig:ipc_mq_fortune_client} si è riportato un estratto il codice
+del programma client. Al solito il codice completo è con i sorgenti allegati,
+nel file \file{MQFortuneClient.c}. Come sempre si sono rimosse le parti
+relative alla gestione delle opzioni, ed in questo caso, anche la
+dichiarazione delle variabili, che, per la parte relative alle strutture usate
+per la comunicazione tramite le code, sono le stesse viste in
+fig.~\ref{fig:ipc_mq_fortune_server}.
+
+Il client in questo caso è molto semplice; la prima parte del programma
+(\texttt{\small 4-9}) si occupa di accedere alla coda di messaggi, ed è
+identica a quanto visto per il server, solo che in questo caso \func{msgget}
+non viene chiamata con il flag di creazione in quanto la coda deve essere
+preesistente. In caso di errore (ad esempio se il server non è stato avviato)
+il programma termina immediatamente.
+
+Una volta acquisito l'identificatore della coda il client compone
+(\texttt{\small 12-13}) il messaggio di richiesta in \var{msg\_read}, usando
+1 per il tipo ed inserendo il proprio \ids{PID} come dato da passare al
+server. Calcolata (\texttt{\small 14}) la dimensione, provvede
+(\texttt{\small 15}) ad immettere la richiesta sulla coda.
+
+A questo punto non resta che rileggere la risposta (\texttt{\small 16}) dalla
+coda del server richiedendo a \func{msgrcv} di selezionare i messaggi di tipo
+corrispondente al valore del \ids{PID} inviato nella richiesta. L'ultimo passo
+(\texttt{\small 17}) prima di uscire è quello di stampare a video il messaggio
+ricevuto.
+
+Proviamo allora il nostro nuovo sistema, al solito occorre definire
+\code{LD\_LIBRARY\_PATH} per accedere alla libreria \file{libgapil.so}, dopo
+di che, in maniera del tutto analoga a quanto fatto con il programma che usa
+le \textit{fifo}, potremo far partire il server con:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./mqfortuned -n10}
+\end{Console}
+%$
+come nel caso precedente, avendo eseguito il server in background, il comando
+ritornerà immediatamente; potremo però verificare con \cmd{ps} che il
+programma è effettivamente in esecuzione, e che ha creato una coda di
+messaggi:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{ipcs}
+
+------ Shared Memory Segments --------
+key shmid owner perms bytes nattch status
+
+------ Semaphore Arrays --------
+key semid owner perms nsems
+
+------ Message Queues --------
+key msqid owner perms used-bytes messages
+0x0102dc6a 0 piccardi 666 0 0
+\end{Console}
+%$
+a questo punto potremo usare il client per ottenere le nostre frasi:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./mqfortune}
+Linux ext2fs has been stable for a long time, now it's time to break it
+ -- Linuxkongreß '95 in Berlin
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./mqfortune}
+Let's call it an accidental feature.
+ --Larry Wall
+\end{Console}
+con un risultato del tutto equivalente al precedente. Infine potremo chiudere
+il server inviando il segnale di terminazione con il comando \code{killall
+ mqfortuned}, verificando che effettivamente la coda di messaggi venga
+rimossa.
+
+Benché funzionante questa architettura risente dello stesso inconveniente
+visto anche nel caso del precedente server basato sulle \textit{fifo}; se il
+client viene interrotto dopo l'invio del messaggio di richiesta e prima della
+lettura della risposta, quest'ultima resta nella coda (così come per le
+\textit{fifo} si aveva il problema delle \textit{fifo} che restavano nel
+filesystem). In questo caso però il problemi sono maggiori, sia perché è molto
+più facile esaurire la memoria dedicata ad una coda di messaggi che gli
+\itindex{inode} \textit{inode} di un filesystem, sia perché, con il riutilizzo
+dei \ids{PID} da parte dei processi, un client eseguito in un momento
+successivo potrebbe ricevere un messaggio non indirizzato a lui.
+
+
+\subsection{I semafori}
\label{sec:ipc_sysv_sem}
-Il secondo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello dei semafori.
-Un semaforo è uno speciale contatore che permette di controllare l'accesso a
-risorse condivise. La funzione che permette di ottenere un insieme di semafori
-è \func{semget} ed il suo prototipo è:
-\begin{functions}
- \headdecl{sys/types.h}
- \headdecl{sys/ipc.h}
- \headdecl{sys/sem.h}
-
- \funcdecl{int semget(key\_t key, int nsems, int flag)}
-
- Restituisce l'identificatore di un semaforo.
-
- \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
- in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato agli stessi
- valori visti per \func{msgget}.}
-\end{functions}
+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.
-La funzione è del tutto analoga a \func{msgget} ed identico è l'uso degli
-argomenti \param{key} e \param{flag}, per cui non ripeteremo quanto detto al
-proposito in \secref{sec:ipc_sysv_mq}. L'argomento \param{nsems} permette di
-specificare quanti semfori deve contenere l'insieme qualora se ne richieda la
-creazione, e deve essere nullo quando si effettua una richiesta
-dell'identificatore di un insieme già esistente.
+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
+si utilizza. Un processo che deve accedere ad una risorsa condivisa eseguirà
+un controllo del semaforo: se questo è positivo il suo valore sarà
+decrementato, indicando che si è consumato una unità della risorsa, ed il
+processo potrà proseguire nell'utilizzo di quest'ultima, provvedendo a
+rilasciarla, una volta completate le operazioni volute, reincrementando il
+semaforo.
+Se al momento del controllo il valore del semaforo è nullo la risorsa viene
+considerata non disponibile, ed il processo si bloccherà fin quando chi la sta
+utilizzando non la rilascerà, incrementando il valore del semaforo. Non appena
+il semaforo diventa positivo, indicando che la risorsa è tornata disponibile,
+il processo bloccato in attesa riprenderà l'esecuzione, e potrà operare come
+nel caso precedente (decremento del semaforo, accesso alla risorsa, incremento
+del semaforo).
+Per poter implementare questo tipo di logica le operazioni di controllo e
+decremento del contatore associato al semaforo devono essere atomiche,
+pertanto una realizzazione di un oggetto di questo tipo è necessariamente
+demandata al kernel. La forma più semplice di semaforo è quella del
+\textsl{semaforo binario}, o \textit{mutex}, in cui un valore diverso da zero
+(normalmente 1) indica la libertà di accesso, e un valore nullo l'occupazione
+della risorsa. In generale però si possono usare semafori con valori interi,
+utilizzando il valore del contatore come indicatore del ``numero di risorse''
+ancora disponibili.
-\subsection{Memoria condivisa}
-\label{sec:ipc_sysv_shm}
+Il sistema di intercomunicazione di \textit{SysV-IPC} prevede anche una
+implementazione dei semafori, ma gli oggetti utilizzati sono tuttavia non
+semafori singoli, ma gruppi (più propriamente \textsl{insiemi}) di semafori
+detti ``\textit{semaphore set}''. La funzione di sistema che permette di
+creare o ottenere l'identificatore di un insieme di semafori è \funcd{semget},
+ed il suo prototipo è:
-Il terzo oggetto introdotto dal \textit{System V IPC} è quello della memoria
-condivisa. La funzione che permette di ottenerne uno è \func{shmget} ed il suo
-prototipo è:
-\begin{functions}
- \headdecl{sys/types.h}
- \headdecl{sys/ipc.h}
- \headdecl{sys/shm.h}
-
- \funcdecl{int shmget(key\_t key, int size, int flag)}
-
- Restituisce l'identificatore di una memoria condivisa.
-
- \bodydesc{La funzione restituisce l'identificatore (un intero positivo) o -1
- in caso di errore, nel qual caso \var{errno} viene settato agli stessi
- valori visti per \func{msgget}.}
-\end{functions}
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/sem.h}
+\fdecl{int semget(key\_t key, int nsems, int flag)}
+\fdesc{Restituisce l'identificatore di un insieme di semafori.}
+}
-La funzione, come per \func{semget}, è del tutto analoga a \func{msgget}, ed
-identico è l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag}. L'argomento
+{La funzione ritorna l'identificatore (un intero positivo) in caso di successo
+ e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{ENOSPC}] si è superato il limite di sistema per il numero
+ totale di semafori (\const{SEMMNS}) o di insiemi (\const{SEMMNI}).
+ \item[\errcode{EINVAL}] \param{nsems} è minore di zero o maggiore del limite
+ sul numero di semafori di un insieme (\const{SEMMSL}), o se l'insieme già
+ esiste, maggiore del numero di semafori che contiene.
+ \item[\errcode{ENOMEM}] il sistema non ha abbastanza memoria per poter
+ contenere le strutture per un nuovo insieme di semafori.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EACCES}, \errval{EEXIST}, \errval{EIDRM} e
+ \errval{ENOENT} con lo stesso significato che hanno per \func{msgget}.}
+\end{funcproto}
+La funzione è del tutto analoga a \func{msgget}, solo che in questo caso
+restituisce l'identificatore di un insieme di semafori, in particolare è
+identico l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag}, per cui non
+ripeteremo quanto detto al proposito in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_mq}. L'argomento
+\param{nsems} permette di specificare quanti semafori deve contenere l'insieme
+quando se ne richieda la creazione, e deve essere nullo quando si effettua una
+richiesta dell'identificatore di un insieme già esistente.
+Purtroppo questa implementazione complica inutilmente lo schema elementare che
+abbiamo descritto, dato che non è possibile definire un singolo semaforo, ma
+se ne deve creare per forza un insieme. Ma questa in definitiva è solo una
+complicazione inutile dell'interfaccia, il problema è che i semafori forniti
+dal \textit{SysV-IPC} soffrono di altri due difetti progettuali molto più
+gravi.
-\section{La comunicazione fra processi di POSIX}
-\label{sec:ipc_posix}
+Il primo difetto è che non esiste una funzione che permetta di creare ed
+inizializzare un semaforo in un'unica chiamata; occorre prima creare l'insieme
+dei semafori con \func{semget} e poi inizializzarlo con \func{semctl}, si
+perde così ogni possibilità di eseguire l'operazione atomicamente. Eventuali
+accessi che possono avvenire fra la creazione e l'inizializzazione potranno
+avere effetti imprevisti.
+
+Il secondo difetto deriva dalla caratteristica generale degli oggetti del
+\textit{SysV-IPC} di essere risorse globali di sistema, che non vengono
+cancellate quando nessuno le usa più. In questo caso il problema è più grave
+perché ci si a trova a dover affrontare esplicitamente il caso in cui un
+processo termina per un qualche errore lasciando un semaforo occupato, che
+resterà tale fino al successivo riavvio del sistema. Come vedremo esistono
+delle modalità per evitare tutto ciò, ma diventa necessario indicare
+esplicitamente che si vuole il ripristino del semaforo all'uscita del
+processo, e la gestione diventa più complicata.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{.80\textwidth}
+ \includestruct{listati/semid_ds.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \structd{semid\_ds}, associata a ciascun insieme di
+ semafori.}
+ \label{fig:ipc_semid_ds}
+\end{figure}
+
+A ciascun insieme di semafori è associata una struttura \struct{semid\_ds},
+riportata in fig.~\ref{fig:ipc_semid_ds}.\footnote{anche in questo caso in
+ realtà il kernel usa una sua specifica struttura interna, ma i dati
+ significativi sono sempre quelli citati.} Come nel caso delle code di
+messaggi quando si crea un nuovo insieme di semafori con \func{semget} questa
+struttura viene inizializzata. In particolare il campo \var{sem\_perm}, che
+esprime i permessi di accesso, viene inizializzato come illustrato in
+sez.~\ref{sec:ipc_sysv_access_control} (si ricordi che in questo caso il
+permesso di scrittura è in realtà permesso di alterare il semaforo), per
+quanto riguarda gli altri campi invece:
+\begin{itemize*}
+\item il campo \var{sem\_nsems}, che esprime il numero di semafori
+ nell'insieme, viene inizializzato al valore di \param{nsems}.
+\item il campo \var{sem\_ctime}, che esprime il tempo di ultimo cambiamento
+ dell'insieme, viene inizializzato al tempo corrente.
+\item il campo \var{sem\_otime}, che esprime il tempo dell'ultima operazione
+ effettuata, viene inizializzato a zero.
+\end{itemize*}
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{.80\textwidth}
+ \includestruct{listati/sem.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \structd{sem}, che contiene i dati di un singolo
+ semaforo.}
+ \label{fig:ipc_sem}
+\end{figure}
+
+Ciascun semaforo dell'insieme è realizzato come una struttura di tipo
+\struct{sem} che ne contiene i dati essenziali, la cui definizione è riportata
+in fig.~\ref{fig:ipc_sem}.\footnote{in realtà in fig~\ref{fig:ipc_sem} si è
+ riportata la definizione originaria del kernel 1.0, che contiene la prima
+ realizzazione del \textit{SysV-IPC} in Linux; ormai questa struttura è
+ ridotta ai soli due primi membri, e gli altri vengono calcolati
+ dinamicamente, la si è usata solo a scopo di esempio, perché indica tutti i
+ valori associati ad un semaforo, restituiti dalle funzioni di controllo, e
+ citati dalle pagine di manuale.} Questa struttura non è accessibile
+direttamente dallo \textit{user space}, ma i valori in essa specificati
+possono essere letti in maniera indiretta, attraverso l'uso delle opportune
+funzioni di controllo. I dati mantenuti nella struttura, ed elencati in
+fig.~\ref{fig:ipc_sem}, indicano rispettivamente:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\var{semval}] il valore numerico del semaforo.
+\item[\var{sempid}] il \ids{PID} dell'ultimo processo che ha eseguito una
+ operazione sul semaforo.
+\item[\var{semncnt}] il numero di processi in attesa che esso venga
+ incrementato.
+\item[\var{semzcnt}] il numero di processi in attesa che esso si annulli.
+\end{basedescript}
+
+Come per le code di messaggi anche per gli insiemi di semafori esistono una
+serie di limiti, i cui valori sono associati ad altrettante costanti, che si
+sono riportate in tab.~\ref{tab:ipc_sem_limits}. Alcuni di questi limiti sono
+al solito accessibili e modificabili attraverso \func{sysctl} o scrivendo
+direttamente nel file \sysctlfile{kernel/sem}.
+
+\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|c|r|p{8cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{SEMMNI}& 128 & Numero massimo di insiemi di semafori.\\
+ \const{SEMMSL}& 250 & Numero massimo di semafori per insieme.\\
+ \const{SEMMNS}&\const{SEMMNI}*\const{SEMMSL}& Numero massimo di semafori
+ nel sistema.\\
+ \const{SEMVMX}& 32767 & Massimo valore per un semaforo.\\
+ \const{SEMOPM}& 32 & Massimo numero di operazioni per chiamata a
+ \func{semop}. \\
+ \const{SEMMNU}&\const{SEMMNS}& Massimo numero di strutture di ripristino.\\
+ \const{SEMUME}&\const{SEMOPM}& Massimo numero di voci di ripristino.\\
+ \const{SEMAEM}&\const{SEMVMX}& Valore massimo per l'aggiustamento
+ all'uscita. \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori delle costanti associate ai limiti degli insiemi di
+ semafori, definite in \file{linux/sem.h}.}
+ \label{tab:ipc_sem_limits}
+\end{table}
+
+
+La funzione di sistema che permette di effettuare le varie operazioni di
+controllo sui semafori fra le quali, come accennato, è impropriamente compresa
+anche la loro inizializzazione, è \funcd{semctl}; il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/sem.h}
+\fdecl{int semctl(int semid, int semnum, int cmd)}
+\fdecl{int semctl(int semid, int semnum, int cmd, union semun arg)}
+\fdesc{Esegue le operazioni di controllo su un semaforo o un insieme di
+ semafori.}
+}
+
+{La funzione ritorna in caso di successo un valore positivo quanto usata con
+ tre argomenti ed un valore nullo quando usata con quattro e $-1$ per un
+ errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] i permessi assegnati al semaforo non consentono
+ l'operazione di lettura o scrittura richiesta e non si hanno i privilegi
+ di amministratore.
+ \item[\errcode{EIDRM}] l'insieme di semafori è stato cancellato.
+ \item[\errcode{EPERM}] si è richiesto \const{IPC\_SET} o \const{IPC\_RMID}
+ ma il processo non è né il creatore né il proprietario del semaforo e
+ non ha i privilegi di amministratore.
+ \item[\errcode{ERANGE}] si è richiesto \const{SETALL} \const{SETVAL} ma il
+ valore a cui si vuole impostare il semaforo è minore di zero o maggiore
+ di \const{SEMVMX}.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL} nel loro significato
+ generico.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione può avere tre o quattro argomenti, a seconda dell'operazione
+specificata con \param{cmd}, ed opera o sull'intero insieme specificato da
+\param{semid} o sul singolo semaforo di un insieme, specificato da
+\param{semnum}.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{0.80\textwidth}
+ \includestruct{listati/semun.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La definizione dei possibili valori di una \direct{union}
+ \structd{semun}, usata come quarto argomento della funzione
+ \func{semctl}.}
+ \label{fig:ipc_semun}
+\end{figure}
+
+Qualora la funzione operi con quattro argomenti \param{arg} è un argomento
+generico, che conterrà un dato diverso a seconda dell'azione richiesta; per
+unificare detto argomento esso deve essere passato come una unione
+\struct{semun}, la cui definizione, con i possibili valori che può assumere, è
+riportata in fig.~\ref{fig:ipc_semun}.
+
+Nelle versioni più vecchie delle \acr{glibc} questa unione veniva definita in
+\file{sys/sem.h}, ma nelle versioni più recenti questo non avviene più in
+quanto lo standard POSIX.1-2001 richiede che sia sempre definita a cura del
+chiamante. In questa seconda evenienza le \acr{glibc} definiscono però la
+macro \macro{\_SEM\_SEMUN\_UNDEFINED} che può essere usata per controllare la
+situazione.
+
+Come già accennato sia il comportamento della funzione che il numero di
+argomenti con cui deve essere invocata dipendono dal valore dell'argomento
+\param{cmd}, che specifica l'azione da intraprendere. Per questo argomento i
+valori validi, quelli cioè che non causano un errore di \errcode{EINVAL}, sono
+i seguenti:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.6cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\const{IPC\_STAT}] Legge i dati dell'insieme di semafori, copiandone i
+ valori nella struttura \struct{semid\_ds} posta all'indirizzo specificato
+ con \var{arg.buf}. Occorre avere il permesso di lettura.
+ L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
+\item[\const{IPC\_RMID}] Rimuove l'insieme di semafori e le relative strutture
+ dati, con effetto immediato. Tutti i processi che erano bloccati in attesa
+ vengono svegliati, ritornando con un errore di \errcode{EIDRM}. L'\ids{UID}
+ effettivo del processo deve corrispondere o al creatore o al proprietario
+ dell'insieme, o all'amministratore. L'argomento
+ \param{semnum} viene ignorato.
+\item[\const{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
+ dell'insieme. I valori devono essere passati in una struttura
+ \struct{semid\_ds} puntata da \param{arg.buf} di cui saranno usati soltanto
+ i campi \var{sem\_perm.uid}, \var{sem\_perm.gid} e i nove bit meno
+ significativi di \var{sem\_perm.mode}. La funziona aggiorna anche il campo
+ \var{sem\_ctime}. L'\ids{UID} effettivo del processo deve corrispondere o
+ al creatore o al proprietario dell'insieme, o all'amministratore.
+ L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
+\item[\const{GETALL}] Restituisce il valore corrente di ciascun semaforo
+ dell'insieme (corrispondente al campo \var{semval} di \struct{sem}) nel
+ vettore indicato da \param{arg.array}. Occorre avere il permesso di lettura.
+ L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
+\item[\const{GETNCNT}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
+ numero di processi in attesa che il semaforo \param{semnum} dell'insieme
+ \param{semid} venga incrementato (corrispondente al campo \var{semncnt} di
+ \struct{sem}). Va invocata con tre argomenti. Occorre avere il permesso di
+ lettura.
+\item[\const{GETPID}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
+ \ids{PID} dell'ultimo processo che ha compiuto una operazione sul semaforo
+ \param{semnum} dell'insieme \param{semid} (corrispondente al campo
+ \var{sempid} di \struct{sem}). Va invocata con tre argomenti. Occorre avere
+ il permesso di lettura.
+\item[\const{GETVAL}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il il
+ valore corrente del semaforo \param{semnum} dell'insieme \param{semid}
+ (corrispondente al campo \var{semval} di \struct{sem}). Va invocata con tre
+ argomenti. Occorre avere il permesso di lettura.
+\item[\const{GETZCNT}] Restituisce come valore di ritorno della funzione il
+ numero di processi in attesa che il valore del semaforo \param{semnum}
+ dell'insieme \param{semid} diventi nullo (corrispondente al campo
+ \var{semncnt} di \struct{sem}). Va invocata con tre argomenti. Occorre
+ avere il permesso di lettura.
+\item[\const{SETALL}] Inizializza il valore di tutti i semafori dell'insieme,
+ aggiornando il campo \var{sem\_ctime} di \struct{semid\_ds}. I valori devono
+ essere passati nel vettore indicato da \param{arg.array}. Si devono avere i
+ privilegi di scrittura. L'argomento \param{semnum} viene ignorato.
+\item[\const{SETVAL}] Inizializza il semaforo \param{semnum} al valore passato
+ dall'argomento \param{arg.val}, aggiornando il campo \var{sem\_ctime} di
+ \struct{semid\_ds}. Si devono avere i privilegi di scrittura.
+\end{basedescript}
+
+Come per \func{msgctl} esistono tre ulteriori valori, \const{IPC\_INFO},
+\const{SEM\_STAT} e \const{SEM\_INFO}, specifici di Linux e fuori da ogni
+standard, creati specificamente ad uso del comando \cmd{ipcs}. Dato che anche
+questi potranno essere modificati o rimossi, non devono essere utilizzati e
+pertanto non li tratteremo.
+
+Quando si imposta il valore di un semaforo (sia che lo si faccia per tutto
+l'insieme con \const{SETALL}, che per un solo semaforo con \const{SETVAL}), i
+processi in attesa su di esso reagiscono di conseguenza al cambiamento di
+valore. Inoltre la coda delle operazioni di ripristino viene cancellata per
+tutti i semafori il cui valore viene modificato.
+
+\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|c|l|}
+ \hline
+ \textbf{Operazione} & \textbf{Valore restituito} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{GETNCNT}& Valore di \var{semncnt}.\\
+ \const{GETPID} & Valore di \var{sempid}.\\
+ \const{GETVAL} & Valore di \var{semval}.\\
+ \const{GETZCNT}& Valore di \var{semzcnt}.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori di ritorno della funzione \func{semctl}.}
+ \label{tab:ipc_semctl_returns}
+\end{table}
+
+Il valore di ritorno della funzione in caso di successo dipende
+dall'operazione richiesta; per tutte le operazioni che richiedono quattro
+argomenti esso è sempre nullo, per le altre operazioni, elencate in
+tab.~\ref{tab:ipc_semctl_returns} viene invece restituito il valore richiesto,
+corrispondente al campo della struttura \struct{sem} indicato nella seconda
+colonna della tabella.
+
+Le operazioni ordinarie sui semafori, come l'acquisizione o il rilascio degli
+stessi (in sostanza tutte quelle non comprese nell'uso di \func{semctl})
+vengono effettuate con la funzione di sistema \funcd{semop}, il cui prototipo
+è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/sem.h}
+\fdecl{int semop(int semid, struct sembuf *sops, unsigned nsops)}
+\fdesc{Esegue operazioni ordinarie su un semaforo o un insieme di semafori.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{E2BIG}] l'argomento \param{nsops} è maggiore del numero
+ massimo di operazioni \const{SEMOPM}.
+ \item[\errcode{EACCES}] il processo non ha i permessi per eseguire
+ l'operazione richiesta e non ha i privilegi di amministratore.
+ \item[\errcode{EAGAIN}] un'operazione comporterebbe il blocco del processo,
+ ma si è specificato \const{IPC\_NOWAIT} in \var{sem\_flg}.
+ \item[\errcode{EFBIG}] il valore del campo \var{sem\_num} è negativo o
+ maggiore o uguale al numero di semafori dell'insieme.
+ \item[\errcode{EIDRM}] l'insieme di semafori è stato cancellato.
+ \item[\errcode{EINTR}] la funzione, bloccata in attesa dell'esecuzione
+ dell'operazione, viene interrotta da un segnale.
+ \item[\errcode{ENOMEM}] si è richiesto un \const{SEM\_UNDO} ma il sistema
+ non ha le risorse per allocare la struttura di ripristino.
+ \item[\errcode{ERANGE}] per alcune operazioni il valore risultante del
+ semaforo viene a superare il limite massimo \const{SEMVMX}.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL} nel loro significato
+ generico.}
+\end{funcproto}
+
+La funzione permette di eseguire operazioni multiple sui singoli semafori di
+un insieme. La funzione richiede come primo argomento l'identificatore
+\param{semid} dell'insieme su cui si vuole operare, il numero di operazioni da
+effettuare viene specificato con l'argomento \param{nsop}, mentre il loro
+contenuto viene passato con un puntatore ad un vettore di strutture
+\struct{sembuf} nell'argomento \param{sops}. Le operazioni richieste vengono
+effettivamente eseguite se e soltanto se è possibile effettuarle tutte quante,
+ed in tal caso vengono eseguite nella sequenza passata nel
+vettore \param{sops}.
+
+Con lo standard POSIX.1-2001 è stata introdotta una variante di \func{semop}
+che consente di specificare anche un tempo massimo di attesa. La nuova
+funzione di sistema, disponibile a partire dal kernel 2.4.22 e dalle
+\acr{glibc} 2.3.3, ed utilizzabile solo dopo aver definito la macro
+\macro{\_GNU\_SOURCE}, è \funcd{semtimedop}, ed il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/sem.h}
+\fdecl{int semtimedop(int semid, struct sembuf *sops, unsigned nsops,
+ struct timespec *timeout)}
+\fdesc{Esegue operazioni ordinarie su un semaforo o un insieme di semafori.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EAGAIN}] l'operazione comporterebbe il blocco del processo,
+ ma si è specificato \const{IPC\_NOWAIT} in \var{sem\_flg} oppure si è
+ atteso oltre quanto indicato da \param{timeout}.
+ \end{errlist}
+ e gli altri valori già visti per \func{semop}, con lo stesso significato.}
+\end{funcproto}
+
+Rispetto a \func{semop} la funzione consente di specificare un tempo massimo
+di attesa, indicato con una struttura \struct{timespec} (vedi
+fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}), per le operazioni che verrebbero
+bloccate. Alla scadenza di detto tempo la funzione ritorna comunque con un
+errore di \errval{EAGAIN} senza che nessuna delle operazioni richieste venga
+eseguita.
+
+Si tenga presente che la precisione della temporizzazione è comunque limitata
+dalla risoluzione dell'orologio di sistema, per cui il tempo di attesa verrà
+arrotondato per eccesso. In caso si passi un valore \val{NULL}
+per \param{timeout} il comportamento di \func{semtimedop} è identico a quello
+di \func{semop}.
+
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{.80\textwidth}
+ \includestruct{listati/sembuf.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \structd{sembuf}, usata per le operazioni sui
+ semafori.}
+ \label{fig:ipc_sembuf}
+\end{figure}
+
+Come indicato il contenuto di ciascuna operazione deve essere specificato
+attraverso una struttura \struct{sembuf} (la cui definizione è riportata in
+fig.~\ref{fig:ipc_sembuf}) che il programma chiamante deve avere cura di
+allocare in un opportuno vettore. La struttura permette di indicare il
+semaforo su cui operare, il tipo di operazione, ed un flag di controllo.
+
+Il campo \var{sem\_num} serve per indicare a quale semaforo dell'insieme fa
+riferimento l'operazione. Si ricordi che i semafori sono numerati come gli
+elementi di un vettore, per cui il primo semaforo di un insieme corrisponde ad
+un valore nullo di \var{sem\_num}.
+
+Il campo \var{sem\_flg} è un flag, mantenuto come maschera binaria, per il
+quale possono essere impostati i due valori \const{IPC\_NOWAIT} e
+\const{SEM\_UNDO}. Impostando \const{IPC\_NOWAIT} si fa si che in tutti quei
+casi in cui l'esecuzione di una operazione richiederebbe di porre il processo
+vada nello stato di \textit{sleep}, invece di bloccarsi \func{semop} ritorni
+immediatamente (abortendo così le eventuali operazioni restanti) con un errore
+di \errcode{EAGAIN}. Impostando \const{SEM\_UNDO} si richiede invece che
+l'operazione in questione venga registrata, in modo che il valore del semaforo
+possa essere ripristinato all'uscita del processo.
+
+Infine \var{sem\_op} è il campo che controlla qual'è l'operazione che viene
+eseguita e determina in generale il comportamento della chiamata a
+\func{semop}. I casi possibili per il valore di questo campo sono tre:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.8cm}}
+\item[\var{sem\_op} $>0$] In questo caso il valore viene aggiunto al valore
+ corrente di \var{semval} per il semaforo indicato. Questa operazione non
+ causa mai un blocco del processo, ed eventualmente \func{semop} ritorna
+ immediatamente con un errore di \errcode{ERANGE} qualora si sia superato il
+ limite \const{SEMVMX}. Se l'operazione ha successo si passa immediatamente
+ alla successiva. Specificando \const{SEM\_UNDO} si aggiorna il contatore
+ per il ripristino del valore del semaforo. Al processo chiamante è richiesto
+ il privilegio di alterazione (scrittura) sull'insieme di semafori.
+
+\item[\var{sem\_op} $=0$] Nel caso \var{semval} sia zero l'operazione ha
+ successo immediato, e o si passa alla successiva o \func{semop} ritorna con
+ successo se questa era l'ultima. Se \var{semval} è diverso da zero il
+ comportamento è controllato da \var{sem\_flg}, se è stato impostato
+ \const{IPC\_NOWAIT} \func{semop} ritorna immediatamente abortendo tutte le
+ operazioni con un errore di \errcode{EAGAIN}, altrimenti viene incrementato
+ \var{semzcnt} di uno ed il processo viene bloccato fintanto che non si
+ verifica una delle condizioni seguenti:
+ \begin{itemize*}
+ \item \var{semval} diventa zero, nel qual caso \var{semzcnt} viene
+ decrementato di uno, l'operazione ha successo e si passa alla successiva,
+ oppure \func{semop} ritorna con successo se questa era l'ultima.
+ \item l'insieme di semafori viene rimosso, nel qual caso \func{semop}
+ ritorna abortendo tutte le operazioni con un errore di \errcode{EIDRM}.
+ \item il processo chiamante riceve un segnale, nel qual caso \var{semzcnt}
+ viene decrementato di uno e \func{semop} ritorna abortendo tutte le
+ operazioni con un errore di \errcode{EINTR}.
+ \end{itemize*}
+ Al processo chiamante è richiesto soltanto il privilegio di lettura
+ dell'insieme dei semafori.
+
+\item[\var{sem\_op} $<0$] Nel caso in cui \var{semval} è maggiore o uguale del
+ valore assoluto di \var{sem\_op} (se cioè la somma dei due valori resta
+ positiva o nulla) i valori vengono sommati e l'operazione ha successo e si
+ passa alla successiva, oppure \func{semop} ritorna con successo se questa
+ era l'ultima. Qualora si sia impostato \const{SEM\_UNDO} viene anche
+ aggiornato il contatore per il ripristino del valore del semaforo. In caso
+ contrario (quando cioè la somma darebbe luogo ad un valore di \var{semval}
+ negativo) se si è impostato \const{IPC\_NOWAIT} \func{semop} ritorna
+ immediatamente abortendo tutte le operazioni con un errore di
+ \errcode{EAGAIN}, altrimenti viene incrementato di uno \var{semncnt} ed il
+ processo resta in stato di \textit{sleep} fintanto che non si ha una delle
+ condizioni seguenti:
+ \begin{itemize*}
+ \item \var{semval} diventa maggiore o uguale del valore assoluto di
+ \var{sem\_op}, nel qual caso \var{semncnt} viene decrementato di uno, il
+ valore di \var{sem\_op} viene sommato a \var{semval}, e se era stato
+ impostato \const{SEM\_UNDO} viene aggiornato il contatore per il
+ ripristino del valore del semaforo.
+ \item l'insieme di semafori viene rimosso, nel qual caso \func{semop}
+ ritorna abortendo tutte le operazioni con un errore di \errcode{EIDRM}.
+ \item il processo chiamante riceve un segnale, nel qual caso \var{semncnt}
+ viene decrementato di uno e \func{semop} ritorna abortendo tutte le
+ operazioni con un errore di \errcode{EINTR}.
+ \end{itemize*}
+ Al processo chiamante è richiesto il privilegio di alterazione (scrittura)
+ sull'insieme di semafori.
+\end{basedescript}
+
+Qualora si sia usato \func{semtimedop} alle condizioni di errore precedenti si
+aggiunge anche quella di scadenza del tempo di attesa indicato
+con \param{timeout} che farà abortire la funzione, qualora resti bloccata
+troppo a lungo nell'esecuzione delle operazioni richieste, con un errore di
+\errcode{EAGAIN}.
+
+In caso di successo (sia per \func{semop} che per \func{semtimedop}) per ogni
+semaforo modificato verrà aggiornato il campo \var{sempid} al valore del
+\ids{PID} del processo chiamante; inoltre verranno pure aggiornati al tempo
+corrente i campi \var{sem\_otime} e \var{sem\_ctime}.
+
+Dato che, come già accennato in precedenza, in caso di uscita inaspettata i
+semafori possono restare occupati, abbiamo visto come \func{semop} (e
+\func{semtimedop}) permetta di attivare un meccanismo di ripristino attraverso
+l'uso del flag \const{SEM\_UNDO}. Il meccanismo è implementato tramite una
+apposita struttura \kstruct{sem\_undo}, associata ad ogni processo per ciascun
+semaforo che esso ha modificato; all'uscita i semafori modificati vengono
+ripristinati, e le strutture disallocate. Per mantenere coerente il
+comportamento queste strutture non vengono ereditate attraverso una
+\func{fork} (altrimenti si avrebbe un doppio ripristino), mentre passano
+inalterate nell'esecuzione di una \func{exec} (altrimenti non si avrebbe
+ripristino).
+
+Tutto questo però ha un problema di fondo. Per capire di cosa si tratta
+occorre fare riferimento all'implementazione usata in Linux, che è riportata
+in maniera semplificata nello schema di fig.~\ref{fig:ipc_sem_schema}. Si è
+presa come riferimento l'architettura usata fino al kernel 2.2.x che è più
+semplice (ed illustrata in dettaglio in \cite{tlk}). Nel kernel 2.4.x la
+struttura del \textit{SysV-IPC} è stata modificata, ma le definizioni relative
+a queste strutture restano per compatibilità (in particolare con le vecchie
+versioni delle librerie del C, come le \acr{libc5}).
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \centering \includegraphics[width=12cm]{img/semtruct}
+ \caption{Schema della struttura di un insieme di semafori.}
+ \label{fig:ipc_sem_schema}
+\end{figure}
+
+Alla creazione di un nuovo insieme viene allocata una nuova strutture
+\struct{semid\_ds} ed il relativo vettore di strutture \struct{sem}. Quando si
+richiede una operazione viene anzitutto verificato che tutte le operazioni
+possono avere successo; se una di esse comporta il blocco del processo il
+kernel crea una struttura \kstruct{sem\_queue} che viene aggiunta in fondo
+alla coda di attesa associata a ciascun insieme di semafori, che viene
+referenziata tramite i campi \var{sem\_pending} e \var{sem\_pending\_last} di
+\struct{semid\_ds}. Nella struttura viene memorizzato il riferimento alle
+operazioni richieste (nel campo \var{sops}, che è un puntatore ad una
+struttura \struct{sembuf}) e al processo corrente (nel campo \var{sleeper})
+poi quest'ultimo viene messo stato di attesa e viene invocato lo
+\textit{scheduler} per passare all'esecuzione di un altro processo.
+
+Se invece tutte le operazioni possono avere successo queste vengono eseguite
+immediatamente, dopo di che il kernel esegue una scansione della coda di
+attesa (a partire da \var{sem\_pending}) per verificare se qualcuna delle
+operazioni sospese in precedenza può essere eseguita, nel qual caso la
+struttura \kstruct{sem\_queue} viene rimossa e lo stato del processo associato
+all'operazione (\var{sleeper}) viene riportato a \textit{running}; il tutto
+viene ripetuto fin quando non ci sono più operazioni eseguibili o si è
+svuotata la coda. Per gestire il meccanismo del ripristino tutte le volte che
+per un'operazione si è specificato il flag \const{SEM\_UNDO} viene mantenuta
+per ciascun insieme di semafori una apposita struttura \kstruct{sem\_undo} che
+contiene (nel vettore puntato dal campo \var{semadj}) un valore di
+aggiustamento per ogni semaforo cui viene sommato l'opposto del valore usato
+per l'operazione.
+
+Queste strutture sono mantenute in due liste (rispettivamente attraverso i due
+campi \var{id\_next} e \var{proc\_next}) una associata all'insieme di cui fa
+parte il semaforo, che viene usata per invalidare le strutture se questo viene
+cancellato o per azzerarle se si è eseguita una operazione con \func{semctl},
+l'altra associata al processo che ha eseguito l'operazione, attraverso il
+campo \var{semundo} di \kstruct{task\_struct}, come mostrato in
+\ref{fig:ipc_sem_schema}. Quando un processo termina, la lista ad esso
+associata viene scandita e le operazioni applicate al semaforo. Siccome un
+processo può accumulare delle richieste di ripristino per semafori differenti
+attraverso diverse chiamate a \func{semop}, si pone il problema di come
+eseguire il ripristino dei semafori all'uscita del processo, ed in particolare
+se questo può essere fatto atomicamente.
+
+Il punto è cosa succede quando una delle operazioni previste per il ripristino
+non può essere eseguita immediatamente perché ad esempio il semaforo è
+occupato; in tal caso infatti, se si pone il processo in stato di
+\textit{sleep} aspettando la disponibilità del semaforo (come faceva
+l'implementazione originaria) si perde l'atomicità dell'operazione. La scelta
+fatta dal kernel è pertanto quella di effettuare subito le operazioni che non
+prevedono un blocco del processo e di ignorare silenziosamente le altre;
+questo però comporta il fatto che il ripristino non è comunque garantito in
+tutte le occasioni.
+
+Come esempio di uso dell'interfaccia dei semafori vediamo come implementare
+con essa dei semplici \textit{mutex} (cioè semafori binari), tutto il codice
+in questione, contenuto nel file \file{Mutex.c} allegato ai sorgenti, è
+riportato in fig.~\ref{fig:ipc_mutex_create}. Utilizzeremo l'interfaccia per
+creare un insieme contenente un singolo semaforo, per il quale poi useremo un
+valore unitario per segnalare la disponibilità della risorsa, ed un valore
+nullo per segnalarne l'indisponibilità.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/Mutex.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Il codice delle funzioni che permettono di creare o recuperare
+ l'identificatore di un semaforo da utilizzare come \textit{mutex}.}
+ \label{fig:ipc_mutex_create}
+\end{figure}
+
+La prima funzione (\texttt{\small 2-15}) è \func{MutexCreate} che data una
+chiave crea il semaforo usato per il mutex e lo inizializza, restituendone
+l'identificatore. Il primo passo (\texttt{\small 6}) è chiamare \func{semget}
+con \const{IPC\_CREATE} per creare il semaforo qualora non esista,
+assegnandogli i privilegi di lettura e scrittura per tutti. In caso di errore
+(\texttt{\small 7-9}) si ritorna subito il risultato di \func{semget},
+altrimenti (\texttt{\small 10}) si inizializza il semaforo chiamando
+\func{semctl} con il comando \const{SETVAL}, utilizzando l'unione
+\struct{semunion} dichiarata ed avvalorata in precedenza (\texttt{\small 4})
+ad 1 per significare che risorsa è libera. In caso di errore (\texttt{\small
+ 11-13}) si restituisce il valore di ritorno di \func{semctl}, altrimenti
+(\texttt{\small 14}) si ritorna l'identificatore del semaforo.
+
+La seconda funzione (\texttt{\small 17-20}) è \func{MutexFind}, che, data una
+chiave, restituisce l'identificatore del semaforo ad essa associato. La
+comprensione del suo funzionamento è immediata in quanto essa è soltanto un
+\textit{wrapper}\footnote{si chiama così una funzione usata per fare da
+ \textsl{involucro} alla chiamata di un altra, usata in genere per
+ semplificare un'interfaccia (come in questo caso) o per utilizzare con la
+ stessa funzione diversi substrati (librerie, ecc.) che possono fornire le
+ stesse funzionalità.} di una chiamata a \func{semget} per cercare
+l'identificatore associato alla chiave, il valore di ritorno di quest'ultima
+viene passato all'indietro al chiamante.
+
+La terza funzione (\texttt{\small 22-25}) è \func{MutexRead} che, dato un
+identificatore, restituisce il valore del semaforo associato al mutex. Anche
+in questo caso la funzione è un \textit{wrapper} per una chiamata a
+\func{semctl} con il comando \const{GETVAL}, che permette di restituire il
+valore del semaforo.
+
+La quarta e la quinta funzione (\texttt{\small 36-44}) sono \func{MutexLock},
+e \func{MutexUnlock}, che permettono rispettivamente di bloccare e sbloccare
+il mutex. Entrambe fanno da wrapper per \func{semop}, utilizzando le due
+strutture \var{sem\_lock} e \var{sem\_unlock} definite in precedenza
+(\texttt{\small 27-34}). Si noti come per queste ultime si sia fatto uso
+dell'opzione \const{SEM\_UNDO} per evitare che il semaforo resti bloccato in
+caso di terminazione imprevista del processo.
+
+L'ultima funzione (\texttt{\small 46-49}) della serie, è \func{MutexRemove},
+che rimuove il mutex. Anche in questo caso si ha un wrapper per una chiamata a
+\func{semctl} con il comando \const{IPC\_RMID}, che permette di cancellare il
+semaforo; il valore di ritorno di quest'ultima viene passato all'indietro.
+
+Chiamare \func{MutexLock} decrementa il valore del semaforo: se questo è
+libero (ha già valore 1) sarà bloccato (valore nullo), se è bloccato la
+chiamata a \func{semop} si bloccherà fintanto che la risorsa non venga
+rilasciata. Chiamando \func{MutexUnlock} il valore del semaforo sarà
+incrementato di uno, sbloccandolo qualora fosse bloccato.
+
+Si noti che occorre eseguire sempre prima \func{MutexLock} e poi
+\func{MutexUnlock}, perché se per un qualche errore si esegue più volte
+quest'ultima il valore del semaforo crescerebbe oltre 1, e \func{MutexLock}
+non avrebbe più l'effetto aspettato (bloccare la risorsa quando questa è
+considerata libera). Infine si tenga presente che usare \func{MutexRead} per
+controllare il valore dei mutex prima di proseguire in una operazione di
+sblocco non servirebbe comunque, dato che l'operazione non sarebbe atomica.
+Vedremo in sez.~\ref{sec:ipc_lock_file} come sia possibile ottenere
+un'interfaccia analoga a quella appena illustrata, senza incorrere in questi
+problemi, usando il \itindex{file~locking} \textit{file locking}.
+
+
+\subsection{Memoria condivisa}
+\label{sec:ipc_sysv_shm}
+
+Il terzo oggetto introdotto dal \textit{SysV-IPC} è quello dei segmenti di
+memoria condivisa. La funzione di sistema che permette di ottenerne uno è
+\funcd{shmget}, ed il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/shm.h}
+\fdecl{int shmget(key\_t key, int size, int flag)}
+\fdesc{Ottiene o crea una memoria condivisa.}
+}
+
+{La funzione ritorna l'identificatore (un intero positivo) in caso di successo
+ e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{ENOSPC}] si è superato il limite (\const{SHMMNI}) sul numero
+ di segmenti di memoria nel sistema, o cercato di allocare un segmento le
+ cui dimensioni fanno superare il limite di sistema (\const{SHMALL}) per
+ la memoria ad essi riservata.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è richiesta una dimensione per un nuovo segmento
+ maggiore di \const{SHMMAX} o minore di \const{SHMMIN}, o se il segmento
+ già esiste \param{size} è maggiore delle sue dimensioni.
+ \item[\errcode{ENOMEM}] il sistema non ha abbastanza memoria per poter
+ contenere le strutture per un nuovo segmento di memoria condivisa.
+ \item[\errcode{ENOMEM}] si è specificato \const{IPC\_HUGETLB} ma non si
+ hanno i privilegi di amministratore.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EACCES}, \errval{ENOENT}, \errval{EEXIST},
+ \errval{EIDRM}, con lo stesso significato che hanno per \func{msgget}.}
+\end{funcproto}
+
+
+La funzione, come \func{semget}, è analoga a \func{msgget}, ed identico è
+l'uso degli argomenti \param{key} e \param{flag} per cui non ripeteremo quanto
+detto al proposito in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_mq}. A partire dal kernel 2.6
+però sono stati introdotti degli ulteriori bit di controllo per
+l'argomento \param{flag}, specifici di \func{shmget}, attinenti alle modalità
+di gestione del segmento di memoria condivisa in relazione al sistema della
+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.
+
+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}.
+
+Infine l'argomento \param{size} specifica la dimensione del segmento di
+memoria condivisa; il valore deve essere specificato in byte, ma verrà
+comunque arrotondato al multiplo superiore di \const{PAGE\_SIZE}. Il valore
+deve essere specificato quando si crea un nuovo segmento di memoria con
+\const{IPC\_CREAT} o \const{IPC\_PRIVATE}, se invece si accede ad un segmento
+di memoria condivisa esistente non può essere maggiore del valore con cui esso
+è stato creato.
+
+La memoria condivisa è la forma più veloce di comunicazione fra due processi,
+in quanto permette agli stessi di vedere nel loro spazio di indirizzi una
+stessa sezione di memoria. Pertanto non è necessaria nessuna operazione di
+copia per trasmettere i dati da un processo all'altro, in quanto ciascuno può
+accedervi direttamente con le normali operazioni di lettura e scrittura dei
+dati in memoria.
+
+Ovviamente tutto questo ha un prezzo, ed il problema fondamentale della
+memoria condivisa è la sincronizzazione degli accessi. È evidente infatti che
+se un processo deve scambiare dei dati con un altro, si deve essere sicuri che
+quest'ultimo non acceda al segmento di memoria condivisa prima che il primo
+non abbia completato le operazioni di scrittura, inoltre nel corso di una
+lettura si deve essere sicuri che i dati restano coerenti e non vengono
+sovrascritti da un accesso in scrittura sullo stesso segmento da parte di un
+altro processo. Per questo in genere la memoria condivisa viene sempre
+utilizzata in abbinamento ad un meccanismo di sincronizzazione, il che, di
+norma, significa insieme a dei semafori.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{0.80\textwidth}
+ \includestruct{listati/shmid_ds.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \structd{shmid\_ds}, associata a ciascun segmento di
+ memoria condivisa.}
+ \label{fig:ipc_shmid_ds}
+\end{figure}
+
+A ciascun segmento di memoria condivisa è associata una struttura
+\struct{shmid\_ds}, riportata in fig.~\ref{fig:ipc_shmid_ds}. Come nel caso
+delle code di messaggi quando si crea un nuovo segmento di memoria condivisa
+con \func{shmget} questa struttura viene inizializzata, in particolare il
+campo \var{shm\_perm} viene inizializzato come illustrato in
+sez.~\ref{sec:ipc_sysv_access_control}, e valgono le considerazioni ivi fatte
+relativamente ai permessi di accesso; per quanto riguarda gli altri campi
+invece:
+\begin{itemize*}
+\item il campo \var{shm\_segsz}, che esprime la dimensione del segmento, viene
+ inizializzato al valore di \param{size}.
+\item il campo \var{shm\_ctime}, che esprime il tempo di creazione del
+ segmento, viene inizializzato al tempo corrente.
+\item i campi \var{shm\_atime} e \var{shm\_dtime}, che esprimono
+ rispettivamente il tempo dell'ultima volta che il segmento è stato
+ agganciato o sganciato da un processo, vengono inizializzati a zero.
+\item il campo \var{shm\_lpid}, che esprime il \ids{PID} del processo che ha
+ eseguito l'ultima operazione, viene inizializzato a zero.
+\item il campo \var{shm\_cpid}, che esprime il \ids{PID} del processo che ha
+ creato il segmento, viene inizializzato al \ids{PID} del processo chiamante.
+\item il campo \var{shm\_nattac}, che esprime il numero di processi agganciati
+ al segmento viene inizializzato a zero.
+\end{itemize*}
+
+Come per le code di messaggi e gli insiemi di semafori, anche per i segmenti
+di memoria condivisa esistono una serie di limiti imposti dal sistema. Alcuni
+di questi limiti sono al solito accessibili e modificabili attraverso
+\func{sysctl} o scrivendo direttamente nei rispettivi file di
+\file{/proc/sys/kernel/}.
+
+In tab.~\ref{tab:ipc_shm_limits} si sono riportate le
+costanti simboliche associate a ciascuno di essi, il loro significato, i
+valori preimpostati, e, quando presente, il file in \file{/proc/sys/kernel/}
+che permettono di cambiarne il valore.
+
+
+\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|c|r|c|p{7cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Costante} & \textbf{Valore} & \textbf{File in \texttt{proc}}
+ & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{SHMALL}& 0x200000&\sysctlrelfile{kernel}{shmall}
+ & Numero massimo di pagine che
+ possono essere usate per i segmenti di
+ memoria condivisa.\\
+ \const{SHMMAX}&0x2000000&\sysctlrelfile{kernel}{shmmax}
+ & Dimensione massima di un segmento di memoria
+ condivisa.\\
+ \const{SHMMNI}& 4096&\sysctlrelfile{kernel}{msgmni}
+ & Numero massimo di segmenti di memoria condivisa
+ presenti nel kernel.\\
+ \const{SHMMIN}& 1& --- & Dimensione minima di un segmento di
+ memoria condivisa.\\
+ \const{SHMLBA}&\const{PAGE\_SIZE}&--- & Limite inferiore per le dimensioni
+ minime di un segmento (deve essere
+ allineato alle dimensioni di una
+ pagina di memoria).\\
+ \const{SHMSEG}& --- & --- & Numero massimo di segmenti di
+ memoria condivisa per ciascun
+ processo (l'implementazione non
+ prevede l'esistenza di questo
+ limite).\\
+
+
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori delle costanti associate ai limiti dei segmenti di memoria
+ condivisa, insieme al relativo file in \file{/proc/sys/kernel/} ed al
+ valore preimpostato presente nel sistema.}
+ \label{tab:ipc_shm_limits}
+\end{table}
+
+Al solito la funzione di sistema che permette di effettuare le operazioni di
+controllo su un segmento di memoria condivisa è \funcd{shmctl}; il suo
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/ipc.h}
+\fhead{sys/shm.h}
+\fdecl{int shmctl(int shmid, int cmd, struct shmid\_ds *buf)}
+
+\fdesc{Esegue le operazioni di controllo su un segmento di memoria condivisa.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] si è richiesto \const{IPC\_STAT} ma i permessi non
+ consentono l'accesso in lettura al segmento.
+ \item[\errcode{EFAULT}] l'indirizzo specificato con \param{buf} non è
+ valido.
+ \item[\errcode{EIDRM}] l'argomento \param{shmid} fa riferimento ad un
+ segmento che è stato cancellato.
+ \item[\errcode{EINVAL}] o \param{shmid} non è un identificatore valido o
+ \param{cmd} non è un comando valido.
+ \item[\errcode{ENOMEM}] si è richiesto un \textit{memory lock} di
+ dimensioni superiori al massimo consentito.
+ \item[\errcode{EOVERFLOW}] si è tentato il comando \const{IPC\_STAT} ma il
+ valore del \ids{GID} o dell'\ids{UID} è troppo grande per essere
+ memorizzato nella struttura puntata da \param{buf}.
+ \item[\errcode{EPERM}] si è specificato un comando con \const{IPC\_SET} o
+ \const{IPC\_RMID} senza i permessi necessari.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+Il comando specificato attraverso l'argomento \param{cmd} determina i diversi
+effetti della funzione. Nello standard POSIX.1-2001 i valori che esso può
+assumere, ed il corrispondente comportamento della funzione, sono i seguenti:
+
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\const{IPC\_STAT}] Legge le informazioni riguardo il segmento di memoria
+ condivisa nella struttura \struct{shmid\_ds} puntata da \param{buf}. Occorre
+ che il processo chiamante abbia il permesso di lettura sulla segmento.
+\item[\const{IPC\_RMID}] Marca il segmento di memoria condivisa per la
+ rimozione, questo verrà cancellato effettivamente solo quando l'ultimo
+ processo ad esso agganciato si sarà staccato. Questo comando può essere
+ eseguito solo da un processo con \ids{UID} effettivo corrispondente o al
+ creatore del segmento, o al proprietario del segmento, o all'amministratore.
+\item[\const{IPC\_SET}] Permette di modificare i permessi ed il proprietario
+ del segmento. Per modificare i valori di \var{shm\_perm.mode},
+ \var{shm\_perm.uid} e \var{shm\_perm.gid} occorre essere il proprietario o
+ il creatore del segmento, oppure l'amministratore. Compiuta l'operazione
+ aggiorna anche il valore del campo \var{shm\_ctime}.
+\end{basedescript}
+
+Oltre ai precedenti su Linux sono definiti anche degli ulteriori comandi, che
+consentono di estendere le funzionalità, ovviamente non devono essere usati se
+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
+ 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.
+\end{basedescript}
+
+A questi due, come per \func{msgctl} e \func{semctl}, si aggiungono tre
+ulteriori valori, \const{IPC\_INFO}, \const{MSG\_STAT} e \const{MSG\_INFO},
+introdotti ad uso del programma \cmd{ipcs} per ottenere le informazioni
+generali relative alle risorse usate dai segmenti di memoria condivisa. Dato
+che potranno essere modificati o rimossi in favore dell'uso di \texttt{/proc},
+non devono essere usati e non li tratteremo.
+
+L'argomento \param{buf} viene utilizzato solo con i comandi \const{IPC\_STAT}
+e \const{IPC\_SET} nel qual caso esso dovrà puntare ad una struttura
+\struct{shmid\_ds} precedentemente allocata, in cui nel primo caso saranno
+scritti i dati del segmento di memoria restituiti dalla funzione e da cui, nel
+secondo caso, verranno letti i dati da impostare sul segmento.
+
+Una volta che lo si è creato, per utilizzare un segmento di memoria condivisa
+l'interfaccia prevede due funzioni, \funcd{shmat} e \func{shmdt}. La prima di
+queste serve ad agganciare un segmento al processo chiamante, in modo che
+quest'ultimo possa inserirlo nel suo spazio di indirizzi per potervi accedere;
+il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/shm.h}
+\fdecl{void *shmat(int shmid, const void *shmaddr, int shmflg)}
+
+\fdesc{Aggancia un segmento di memoria condivisa al processo chiamante.}
+}
+
+{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
+ uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] il processo non ha i privilegi per accedere al
+ segmento nella modalità richiesta.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un identificatore invalido per
+ \param{shmid}, o un indirizzo non allineato sul confine di una pagina
+ per \param{shmaddr} o il valore \val{NULL} indicando \const{SHM\_REMAP}.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione inserisce un segmento di memoria condivisa all'interno dello
+spazio di indirizzi del processo, in modo che questo possa accedervi
+direttamente, la situazione dopo l'esecuzione di \func{shmat} è illustrata in
+fig.~\ref{fig:ipc_shmem_layout} (per la comprensione del resto dello schema si
+ricordi quanto illustrato al proposito in sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}). In
+particolare l'indirizzo finale del segmento dati (quello impostato da
+\func{brk}, vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_alloc}) non viene influenzato.
+Si tenga presente infine che la funzione ha successo anche se il segmento è
+stato marcato per la cancellazione.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \centering \includegraphics[height=10cm]{img/sh_memory_layout}
+ \caption{Disposizione dei segmenti di memoria di un processo quando si è
+ agganciato un segmento di memoria condivisa.}
+ \label{fig:ipc_shmem_layout}
+\end{figure}
+
+L'argomento \param{shmaddr} specifica a quale indirizzo\footnote{lo standard
+ SVID prevede che l'argomento \param{shmaddr} sia di tipo \ctyp{char *}, così
+ come il valore di ritorno della funzione; in Linux è stato così con le
+ \acr{libc4} e le \acr{libc5}, con il passaggio alla \acr{glibc} il tipo di
+ \param{shmaddr} è divenuto un \ctyp{const void *} e quello del valore di
+ ritorno un \ctyp{void *} seguendo POSIX.1-2001.} deve essere associato il
+segmento, se il valore specificato è \val{NULL} è il sistema a scegliere
+opportunamente un'area di memoria libera (questo è il modo più portabile e
+sicuro di usare la funzione). Altrimenti il kernel aggancia il segmento
+all'indirizzo specificato da \param{shmaddr}; questo però può avvenire solo se
+l'indirizzo coincide con il limite di una pagina, cioè se è un multiplo esatto
+del parametro di sistema \const{SHMLBA}, che in Linux è sempre uguale
+\const{PAGE\_SIZE}.
+
+Si tenga presente però che quando si usa \val{NULL} come valore di
+\param{shmaddr}, l'indirizzo restituito da \func{shmat} può cambiare da
+processo a processo; pertanto se nell'area di memoria condivisa si salvano
+anche degli indirizzi, si deve avere cura di usare valori relativi (in genere
+riferiti all'indirizzo di partenza del segmento).
+
+L'argomento \param{shmflg} permette di cambiare il comportamento della
+funzione; esso va specificato come maschera binaria, i bit utilizzati al
+momento sono sono tre e sono identificati dalle costanti \const{SHM\_RND},
+\const{SHM\_RDONLY} e \const{SHM\_REMAP} che vanno combinate con un OR
+aritmetico.
+
+Specificando \const{SHM\_RND} si evita che \func{shmat} ritorni un errore
+quando \param{shmaddr} non è allineato ai confini di una pagina. Si può quindi
+usare un valore qualunque per \param{shmaddr}, e il segmento verrà comunque
+agganciato, ma al più vicino multiplo di \const{SHMLBA}; il nome della
+costante sta infatti per \textit{rounded}, e serve per specificare un
+indirizzo come arrotondamento.
+
+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.
+
+Infine \const{SHM\_REMAP} è una estensione specifica di Linux (quindi non
+portabile) che indica che la mappatura del segmento deve rimpiazzare ogni
+precedente mappatura esistente nell'intervallo iniziante
+all'indirizzo \param{shmaddr} e di dimensione pari alla lunghezza del
+segmento. In condizioni normali questo tipo di richiesta fallirebbe con un
+errore di \errval{EINVAL}. Ovviamente usando \const{SHM\_REMAP}
+l'argomento \param{shmaddr} non può essere nullo.
+
+In caso di successo la funzione \func{shmat} aggiorna anche i seguenti campi
+della struttura \struct{shmid\_ds}:
+\begin{itemize*}
+\item il tempo \var{shm\_atime} dell'ultima operazione di aggancio viene
+ impostato al tempo corrente.
+\item il \ids{PID} \var{shm\_lpid} dell'ultimo processo che ha operato sul
+ segmento viene impostato a quello del processo corrente.
+\item il numero \var{shm\_nattch} di processi agganciati al segmento viene
+ aumentato di uno.
+\end{itemize*}
+
+Come accennato in sez.~\ref{sec:proc_fork} un segmento di memoria condivisa
+agganciato ad un processo viene ereditato da un figlio attraverso una
+\func{fork}, dato che quest'ultimo riceve una copia dello spazio degli
+indirizzi del padre. Invece, dato che attraverso una \func{exec} viene
+eseguito un diverso programma con uno spazio di indirizzi completamente
+diverso, tutti i segmenti agganciati al processo originario vengono
+automaticamente sganciati. Lo stesso avviene all'uscita del processo
+attraverso una \func{exit}.
+
+Una volta che un segmento di memoria condivisa non serve più, si può
+sganciarlo esplicitamente dal processo usando l'altra funzione
+dell'interfaccia, \funcd{shmdt}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/types.h}
+\fhead{sys/shm.h}
+\fdecl{int shmdt(const void *shmaddr)}
+
+\fdesc{Sgancia dal processo un segmento di memoria condivisa.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, la funzione
+ fallisce solo quando non c'è un segmento agganciato
+ all'indirizzo \param{shmaddr}, con \var{errno} che assume il valore
+ \errval{EINVAL}.
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione sgancia dallo spazio degli indirizzi del processo un segmento di
+memoria condivisa; questo viene identificato con l'indirizzo \param{shmaddr}
+restituito dalla precedente chiamata a \func{shmat} con il quale era stato
+agganciato al processo.
+
+In caso di successo la funzione aggiorna anche i seguenti campi di
+\struct{shmid\_ds}:
+\begin{itemize*}
+\item il tempo \var{shm\_dtime} dell'ultima operazione di sganciamento viene
+ impostato al tempo corrente.
+\item il \ids{PID} \var{shm\_lpid} dell'ultimo processo che ha operato sul
+ segmento viene impostato a quello del processo corrente.
+\item il numero \var{shm\_nattch} di processi agganciati al segmento viene
+ decrementato di uno.
+\end{itemize*}
+inoltre la regione di indirizzi usata per il segmento di memoria condivisa
+viene tolta dallo spazio di indirizzi del processo.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/SharedMem.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Il codice delle funzioni che permettono di creare, trovare e
+ rimuovere un segmento di memoria condivisa.}
+ \label{fig:ipc_sysv_shm_func}
+\end{figure}
+
+Come esempio di uso di queste funzioni vediamo come implementare una serie di
+funzioni di libreria che ne semplifichino l'uso, automatizzando le operazioni
+più comuni; il codice, contenuto nel file \file{SharedMem.c}, è riportato in
+fig.~\ref{fig:ipc_sysv_shm_func}.
+
+La prima funzione (\texttt{\small 1-16}) è \func{ShmCreate} che, data una
+chiave, crea il segmento di memoria condivisa restituendo il puntatore allo
+stesso. La funzione comincia (\texttt{\small 6}) con il chiamare
+\func{shmget}, usando il flag \const{IPC\_CREATE} per creare il segmento
+qualora non esista, ed assegnandogli i privilegi specificati dall'argomento
+\var{perm} e la dimensione specificata dall'argomento \var{shm\_size}. In
+caso di errore (\texttt{\small 7-9}) si ritorna immediatamente un puntatore
+nullo, altrimenti (\texttt{\small 10}) si prosegue agganciando il segmento di
+memoria condivisa al processo con \func{shmat}. In caso di errore
+(\texttt{\small 11-13}) si restituisce di nuovo un puntatore nullo, infine
+(\texttt{\small 14}) si inizializza con \func{memset} il contenuto del
+segmento al valore costante specificato dall'argomento \var{fill}, e poi si
+ritorna il puntatore al segmento stesso.
+
+La seconda funzione (\texttt{\small 17-31}) è \func{ShmFind}, che, data una
+chiave, restituisce l'indirizzo del segmento ad essa associato. Anzitutto
+(\texttt{\small 22}) si richiede l'identificatore del segmento con
+\func{shmget}, ritornando (\texttt{\small 23-25}) un puntatore nullo in caso
+di errore. Poi si prosegue (\texttt{\small 26}) agganciando il segmento al
+processo con \func{shmat}, restituendo (\texttt{\small 27-29}) di nuovo un
+puntatore nullo in caso di errore, se invece non ci sono errori si restituisce
+il puntatore ottenuto da \func{shmat}.
+
+La terza funzione (\texttt{\small 32-51}) è \func{ShmRemove} che, data la
+chiave ed il puntatore associati al segmento di memoria condivisa, prima lo
+sgancia dal processo e poi lo rimuove. Il primo passo (\texttt{\small 37}) è
+la chiamata a \func{shmdt} per sganciare il segmento, restituendo
+(\texttt{\small 38-39}) un valore -1 in caso di errore. Il passo successivo
+(\texttt{\small 41}) è utilizzare \func{shmget} per ottenere l'identificatore
+associato al segmento data la chiave \var{key}. Al solito si restituisce un
+valore di -1 (\texttt{\small 42-45}) in caso di errore, mentre se tutto va
+bene si conclude restituendo un valore nullo.
+
+Benché la memoria condivisa costituisca il meccanismo di intercomunicazione
+fra processi più veloce, essa non è sempre il più appropriato, dato che, come
+abbiamo visto, si avrà comunque la necessità di una sincronizzazione degli
+accessi. Per questo motivo, quando la comunicazione fra processi è
+sequenziale, altri meccanismi come le \textit{pipe}, le \textit{fifo} o i
+socket, che non necessitano di sincronizzazione esplicita, sono da
+preferire. Essa diventa l'unico meccanismo possibile quando la comunicazione
+non è sequenziale\footnote{come accennato in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_mq} per la
+ comunicazione non sequenziale si possono usare le code di messaggi,
+ attraverso l'uso del campo \var{mtype}, ma solo se quest'ultima può essere
+ effettuata in forma di messaggio.} o quando non può avvenire secondo una
+modalità predefinita.
+
+Un esempio classico di uso della memoria condivisa è quello del
+``\textit{monitor}'', in cui viene per scambiare informazioni fra un processo
+server, che vi scrive dei dati di interesse generale che ha ottenuto, e i
+processi client interessati agli stessi dati che così possono leggerli in
+maniera completamente asincrona. Con questo schema di funzionamento da una
+parte si evita che ciascun processo client debba compiere l'operazione,
+potenzialmente onerosa, di ricavare e trattare i dati, e dall'altra si evita
+al processo server di dover gestire l'invio a tutti i client di tutti i dati
+(non potendo il server sapere quali di essi servono effettivamente al singolo
+client).
+
+Nel nostro caso implementeremo un ``\textsl{monitor}'' di una directory: un
+processo si incaricherà di tenere sotto controllo alcuni parametri relativi ad
+una directory (il numero dei file contenuti, la dimensione totale, quante
+directory, link simbolici, file normali, ecc.) che saranno salvati in un
+segmento di memoria condivisa cui altri processi potranno accedere per
+ricavare la parte di informazione che interessa.
+
+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}.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/DirMonitor.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Codice della funzione principale del programma \file{DirMonitor.c}.}
+ \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, dopo la sezione, omessa, relativa alla gestione delle opzioni da
+riga di comando (che si limitano alla eventuale stampa di un messaggio di
+aiuto a video ed all'impostazione della durata dell'intervallo con cui viene
+ripetuto il calcolo delle proprietà della directory) controlla (\texttt{\small
+ 20-23}) che sia stato specificato l'argomento necessario contenente il nome
+della directory da tenere sotto controllo, senza il quale esce immediatamente
+con un messaggio di errore.
+
+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.
+
+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
+come server, sono il solo strumento disponibile per concluderne l'esecuzione.
+
+Il passo successivo (\texttt{\small 30-39}) è quello di creare gli oggetti di
+intercomunicazione necessari. Si inizia costruendo (\texttt{\small 30}) la
+chiave da usare come riferimento con il nome del programma,\footnote{si è
+ usato un riferimento relativo alla home dell'utente, supposto che i sorgenti
+ di GaPiL siano stati installati direttamente in essa; qualora si effettui
+ una installazione diversa si dovrà correggere il programma.} dopo di che si
+richiede (\texttt{\small 31}) la creazione di un segmento di memoria condivisa
+con usando la funzione \func{ShmCreate} illustrata in precedenza (una pagina
+di memoria è sufficiente per i dati che useremo), uscendo (\texttt{\small
+ 32-35}) qualora la creazione ed il successivo agganciamento al processo non
+abbia successo. Con l'indirizzo \var{shmptr} così ottenuto potremo poi
+accedere alla memoria condivisa, che, per come abbiamo lo abbiamo definito,
+sarà vista nella forma data da \struct{DirProp}. Infine (\texttt{\small
+ 36-39}) utilizzando sempre la stessa chiave, si crea, tramite le funzioni
+di interfaccia già descritte in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}, anche un mutex,
+che utilizzeremo per regolare l'accesso alla memoria condivisa.
+
+Completata l'inizializzazione e la creazione degli oggetti di
+intercomunicazione il programma entra nel ciclo principale (\texttt{\small
+ 40-49}) dove vengono eseguite indefinitamente le attività di monitoraggio.
+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}).
+
+Si inizia (\texttt{\small 43}) bloccando il mutex con \func{MutexLock} per
+poter accedere alla memoria condivisa (la funzione si bloccherà
+automaticamente se qualche client sta leggendo), poi (\texttt{\small 44}) si
+cancellano i valori precedentemente immagazzinati nella memoria condivisa con
+\func{memset}, e si esegue (\texttt{\small 45}) un nuovo calcolo degli stessi
+utilizzando la funzione \myfunc{dir\_scan}; infine (\texttt{\small 46}) si
+sblocca il mutex con \func{MutexUnlock}, e si attende (\texttt{\small 47}) per
+il periodo di tempo specificato a riga di comando con l'opzione \code{-p}
+usando una \func{sleep}.
+
+Si noti come per il calcolo dei valori da mantenere nella memoria condivisa si
+sia usata ancora una volta la funzione \myfunc{dir\_scan}, già utilizzata (e
+descritta in dettaglio) in sez.~\ref{sec:file_dir_read}, che ci permette di
+effettuare la scansione delle voci della directory, chiamando per ciascuna di
+esse la funzione \func{ComputeValues}, che esegue tutti i calcoli necessari.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/ComputeValues.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Codice delle funzioni ausiliarie usate da \file{DirMonitor.c}.}
+ \label{fig:ipc_dirmonitor_sub}
+\end{figure}
+
+
+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
+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}.
+
+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
+necessario effettuare nessun controllo e si può accedere direttamente alla
+memoria condivisa usando \var{shmptr} per riempire i campi della struttura
+\struct{DirProp}; così prima (\texttt{\small 6-7}) si sommano le dimensioni
+dei file ed il loro numero, poi, utilizzando le macro di
+tab.~\ref{tab:file_type_macro}, si contano (\texttt{\small 8-14}) quanti ce
+ne sono per ciascun tipo.
+
+In fig.~\ref{fig:ipc_dirmonitor_sub} è riportato anche il codice
+(\texttt{\small 17-23}) del gestore dei segnali di terminazione, usato per
+chiudere il programma. Esso, oltre a provocare l'uscita del programma, si
+incarica anche di cancellare tutti gli oggetti di intercomunicazione non più
+necessari. Per questo anzitutto (\texttt{\small 19}) acquisisce il mutex con
+\func{MutexLock}, per evitare di operare mentre un client sta ancora leggendo
+i dati, dopo di che (\texttt{\small 20}) distacca e rimuove il segmento di
+memoria condivisa usando \func{ShmRemove}. Infine (\texttt{\small 21})
+rimuove il mutex con \func{MutexRemove} ed esce (\texttt{\small 22}).
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/ReadMonitor.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Codice del programma client del monitor delle proprietà di una
+ directory, \file{ReadMonitor.c}.}
+ \label{fig:ipc_dirmonitor_client}
+\end{figure}
+
+Il codice del client usato per leggere le informazioni mantenute nella memoria
+condivisa è riportato in fig.~\ref{fig:ipc_dirmonitor_client}. Al solito si è
+omessa la sezione di gestione delle opzioni e la funzione che stampa a video
+le istruzioni; il codice completo è nei sorgenti allegati, nel file
+\file{ReadMonitor.c}.
+
+Una volta conclusa la gestione delle opzioni a riga di comando il programma
+rigenera (\texttt{\small 7}) con \func{ftok} la stessa chiave usata dal server
+per identificare il segmento di memoria condivisa ed il mutex, poi
+(\texttt{\small 8}) richiede con \func{ShmFind} l'indirizzo della memoria
+condivisa agganciando al contempo il segmento al processo, Infine
+(\texttt{\small 17-20}) con \func{MutexFind} si richiede l'identificatore del
+mutex. Completata l'inizializzazione ed ottenuti i riferimenti agli oggetti
+di intercomunicazione necessari viene eseguito il corpo principale del
+programma (\texttt{\small 21-33}); si comincia (\texttt{\small 22})
+acquisendo il mutex con \func{MutexLock}; qui avviene il blocco del processo
+se la memoria condivisa non è disponibile. Poi (\texttt{\small 23-31}) si
+stampano i vari valori mantenuti nella memoria condivisa attraverso l'uso di
+\var{shmptr}. Infine (\texttt{\small 41}) con \func{MutexUnlock} si rilascia
+il mutex, prima di uscire.
+
+Verifichiamo allora il funzionamento dei nostri programmi; al solito, usando
+le funzioni di libreria occorre definire opportunamente
+\code{LD\_LIBRARY\_PATH}; poi si potrà lanciare il server con:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./dirmonitor ./}
+\end{Console}
+%$
+ed avendo usato \func{daemon} il comando ritornerà immediatamente. Una volta
+che il server è in esecuzione, possiamo passare ad invocare il client per
+verificarne i risultati, in tal caso otterremo:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./readmon}
+Ci sono 68 file dati
+Ci sono 3 directory
+Ci sono 0 link
+Ci sono 0 fifo
+Ci sono 0 socket
+Ci sono 0 device a caratteri
+Ci sono 0 device a blocchi
+Totale 71 file, per 489831 byte
+\end{Console}
+%$
+ed un rapido calcolo (ad esempio con \code{ls -a | wc} per contare i file) ci
+permette di verificare che il totale dei file è giusto. Un controllo con
+\cmd{ipcs} ci permette inoltre di verificare la presenza di un segmento di
+memoria condivisa e di un semaforo:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{ipcs}
+------ Shared Memory Segments --------
+key shmid owner perms bytes nattch status
+0xffffffff 54067205 piccardi 666 4096 1
+
+------ Semaphore Arrays --------
+key semid owner perms nsems
+0xffffffff 229376 piccardi 666 1
+
+------ Message Queues --------
+key msqid owner perms used-bytes messages
+\end{Console}
+%$
+
+Se a questo punto aggiungiamo un file, ad esempio con \code{touch prova},
+potremo verificare che, passati nel peggiore dei casi almeno 10 secondi (o
+l'eventuale altro intervallo impostato per la rilettura dei dati) avremo:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./readmon}
+Ci sono 69 file dati
+Ci sono 3 directory
+Ci sono 0 link
+Ci sono 0 fifo
+Ci sono 0 socket
+Ci sono 0 device a caratteri
+Ci sono 0 device a blocchi
+Totale 72 file, per 489887 byte
+\end{Console}
+%$
+
+A questo punto possiamo far uscire il server inviandogli un segnale di
+\signal{SIGTERM} con il comando \code{killall dirmonitor}, a questo punto
+ripetendo la lettura, otterremo un errore:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{./readmon}
+Cannot find shared memory: No such file or directory
+\end{Console}
+%$
+e inoltre potremo anche verificare che anche gli oggetti di intercomunicazione
+visti in precedenza sono stati regolarmente cancellati:
+\begin{Console}
+[piccardi@gont sources]$ \textbf{ipcs}
+------ Shared Memory Segments --------
+key shmid owner perms bytes nattch status
+
+------ Semaphore Arrays --------
+key semid owner perms nsems
+
+------ Message Queues --------
+key msqid owner perms used-bytes messages
+\end{Console}
+%$
+
+
+%% Per capire meglio il funzionamento delle funzioni facciamo ancora una volta
+%% riferimento alle strutture con cui il kernel implementa i segmenti di memoria
+%% condivisa; uno schema semplificato della struttura è illustrato in
+%% fig.~\ref{fig:ipc_shm_struct}.
+
+%% \begin{figure}[!htb]
+%% \centering
+%% \includegraphics[width=10cm]{img/shmstruct}
+%% \caption{Schema dell'implementazione dei segmenti di memoria condivisa in
+%% Linux.}
+%% \label{fig:ipc_shm_struct}
+%% \end{figure}
+
+
+
+
+\section{Tecniche alternative}
+\label{sec:ipc_alternatives}
+
+Come abbiamo detto in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_generic}, e ripreso nella
+descrizione dei singoli oggetti che ne fan parte, il \textit{SysV-IPC}
+presenta numerosi problemi; in \cite{APUE}\footnote{in particolare nel
+ capitolo 14.} Stevens ne effettua una accurata analisi (alcuni dei concetti
+sono già stati accennati in precedenza) ed elenca alcune possibili tecniche
+alternative, che vogliamo riprendere in questa sezione.
+
+
+\subsection{Alternative alle code di messaggi}
+\label{sec:ipc_mq_alternative}
+
+Le code di messaggi sono probabilmente il meno usato degli oggetti del
+\textit{SysV-IPC}; esse infatti nacquero principalmente come meccanismo di
+comunicazione bidirezionale quando ancora le \textit{pipe} erano
+unidirezionali; con la disponibilità di \func{socketpair} (vedi
+sez.~\ref{sec:ipc_socketpair}) o utilizzando una coppia di \textit{pipe}, si
+può ottenere questo risultato senza incorrere nelle complicazioni introdotte
+dal \textit{SysV-IPC}.
+
+In realtà, grazie alla presenza del campo \var{mtype}, le code di messaggi
+hanno delle caratteristiche ulteriori, consentendo una classificazione dei
+messaggi ed un accesso non rigidamente sequenziale; due caratteristiche che
+sono impossibili da ottenere con le \textit{pipe} e i socket di
+\func{socketpair}. A queste esigenze però si può comunque ovviare in maniera
+diversa con un uso combinato della memoria condivisa e dei meccanismi di
+sincronizzazione, per cui alla fine l'uso delle code di messaggi classiche è
+relativamente poco diffuso.
+
+% TODO: trattare qui, se non si trova posto migliore, copy_from_process e
+% copy_to_process, introdotte con il kernel 3.2. Vedi
+% http://lwn.net/Articles/405346/ e
+% http://ozlabs.org/~cyeoh/cma/process_vm_readv.txt
+
+
+\subsection{I \textsl{file di lock}}
+\label{sec:ipc_file_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
+strutturali, per questo quando si ha una semplice esigenza di sincronizzazione
+per la quale basterebbe un semaforo binario (quello che abbiamo definito come
+\textit{mutex}), per indicare la disponibilità o meno di una risorsa, senza la
+necessità di un contatore come i semafori, si possono utilizzare metodi
+alternativi.
+
+La prima possibilità, utilizzata fin dalle origini di Unix, è quella di usare
+dei \textsl{file di lock} (per i quali è stata anche riservata una opportuna
+directory, \file{/var/lock}, nella standardizzazione del \textit{Filesystem
+ Hierarchy Standard}). Per questo si usa la caratteristica della funzione
+\func{open} (illustrata in sez.~\ref{sec:file_open_close}) che
+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}.
+
+Un esempio dell'uso di questa funzione è mostrato dalle funzioni
+\func{LockFile} ed \func{UnlockFile} riportate in fig.~\ref{fig:ipc_file_lock}
+(sono contenute in \file{LockFile.c}, un altro dei sorgenti allegati alla
+guida) che permettono rispettivamente di creare e rimuovere un \textsl{file di
+ lock}. Come si può notare entrambe le funzioni sono elementari; la prima
+(\texttt{\small 4-10}) si limita ad aprire il file di lock (\texttt{\small
+ 9}) nella modalità descritta, mentre la seconda (\texttt{\small 11-17}) lo
+cancella con \func{unlink}.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/LockFile.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Il codice delle funzioni \func{LockFile} e \func{UnlockFile} che
+ permettono di creare e rimuovere un \textsl{file di lock}.}
+ \label{fig:ipc_file_lock}
+\end{figure}
+
+Uno dei limiti di questa tecnica è che, come abbiamo già accennato in
+sez.~\ref{sec:file_open_close}, questo comportamento di \func{open} può non
+funzionare (la funzione viene eseguita, ma non è garantita l'atomicità
+dell'operazione) se il filesystem su cui si va ad operare è su NFS; in tal
+caso si può adottare una tecnica alternativa che prevede l'uso della
+\func{link} per creare come \textsl{file di lock} un hard link ad un file
+esistente; se il link esiste già e la funzione fallisce, significa che la
+risorsa è bloccata e potrà essere sbloccata solo con un \func{unlink},
+altrimenti il link è creato ed il lock acquisito; il controllo e l'eventuale
+acquisizione sono atomici; la soluzione funziona anche su NFS, ma ha un altro
+difetto è che è quello di poterla usare solo se si opera all'interno di uno
+stesso filesystem.
+
+In generale comunque l'uso di un \textsl{file di lock} presenta parecchi
+problemi che non lo rendono una alternativa praticabile per la
+sincronizzazione: anzitutto in caso di terminazione imprevista del processo,
+si lascia allocata la risorsa (il \textsl{file di lock}) e questa deve essere
+sempre cancellata esplicitamente. Inoltre il controllo della disponibilità
+può essere eseguito solo con una tecnica di \itindex{polling}
+\textit{polling}, ed è quindi molto inefficiente.
+
+La tecnica dei file di lock ha comunque una sua utilità, e può essere usata
+con successo quando l'esigenza è solo quella di segnalare l'occupazione di una
+risorsa, senza necessità di attendere che questa si liberi; ad esempio la si
+usa spesso per evitare interferenze sull'uso delle porte seriali da parte di
+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|)}
+
+
+\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.
+
+Questo approccio presenta il notevole vantaggio che alla terminazione di un
+processo tutti i lock acquisiti vengono rilasciati automaticamente (alla
+chiusura dei relativi file) e non ci si deve preoccupare di niente; inoltre
+non consuma risorse permanentemente allocate nel sistema. Lo svantaggio è che,
+dovendo fare ricorso a delle operazioni sul filesystem, esso è in genere
+leggermente più lento.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/MutexLocking.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Il codice delle funzioni che permettono per la gestione dei
+ \textit{mutex} con il \itindex{file~locking} \textit{file locking}.}
+ \label{fig:ipc_flock_mutex}
+\end{figure}
+
+Il codice delle varie funzioni usate per implementare un mutex utilizzando il
+\textit{file locking} \itindex{file~locking} è riportato in
+fig.~\ref{fig:ipc_flock_mutex}; si è mantenuta volutamente una struttura
+analoga alle precedenti funzioni che usano i semafori, anche se le due
+interfacce non possono essere completamente equivalenti, specie per quanto
+riguarda la rimozione del mutex.
+
+La prima funzione (\texttt{\small 1-5}) è \func{CreateMutex}, e serve a
+creare il mutex; la funzione è estremamente semplice, e si limita
+(\texttt{\small 4}) a creare, con una opportuna chiamata ad \func{open}, il
+file che sarà usato per il successivo \textit{file locking}, assicurandosi che
+non esista già (nel qual caso segnala un errore); poi restituisce il file
+descriptor che sarà usato dalle altre funzioni per acquisire e rilasciare il
+mutex.
+
+La seconda funzione (\texttt{\small 6-10}) è \func{FindMutex}, che, come la
+precedente, è stata definita per mantenere una analogia con la corrispondente
+funzione basata sui semafori. Anch'essa si limita (\texttt{\small 9}) ad
+aprire il file da usare per il \itindex{file~locking} \textit{file locking},
+solo che in questo caso le opzioni di \func{open} sono tali che il file in
+questione deve esistere di già.
+
+La terza funzione (\texttt{\small 11-22}) è \func{LockMutex} e serve per
+acquisire il mutex. La funzione definisce (\texttt{\small 14}) e inizializza
+(\texttt{\small 16-19}) la struttura \var{lock} da usare per acquisire un
+write lock sul file, che poi (\texttt{\small 21}) viene richiesto con
+\func{fcntl}, restituendo il valore di ritorno di quest'ultima. Se il file è
+libero il lock viene acquisito e la funzione ritorna immediatamente;
+altrimenti \func{fcntl} si bloccherà (si noti che la si è chiamata con
+\const{F\_SETLKW}) fino al rilascio del lock.
+
+La quarta funzione (\texttt{\small 24-34}) è \func{UnlockMutex} e serve a
+rilasciare il mutex. La funzione è analoga alla precedente, solo che in questo
+caso si inizializza (\texttt{\small 28-31}) la struttura \var{lock} per il
+rilascio del lock, che viene effettuato (\texttt{\small 33}) con la opportuna
+chiamata a \func{fcntl}. Avendo usato il \itindex{file~locking} \textit{file
+ locking} in semantica POSIX (si riveda quanto detto
+sez.~\ref{sec:file_posix_lock}) solo il processo che ha precedentemente
+eseguito il lock può sbloccare il mutex.
+
+La quinta funzione (\texttt{\small 36-39}) è \func{RemoveMutex} e serve a
+cancellare il mutex. Anche questa funzione è stata definita per mantenere una
+analogia con le funzioni basate sui semafori, e si limita a cancellare
+(\texttt{\small 38}) il file con una chiamata ad \func{unlink}. Si noti che in
+questo caso la funzione non ha effetto sui mutex già ottenuti con precedenti
+chiamate a \func{FindMutex} o \func{CreateMutex}, che continueranno ad essere
+disponibili fintanto che i relativi file descriptor restano aperti. Pertanto
+per rilasciare un mutex occorrerà prima chiamare \func{UnlockMutex} oppure
+chiudere il file usato per il lock.
+
+La sesta funzione (\texttt{\small 41-55}) è \func{ReadMutex} e serve a
+leggere lo stato del mutex. In questo caso si prepara (\texttt{\small 46-49})
+la solita struttura \var{lock} come l'acquisizione del lock, ma si effettua
+(\texttt{\small 51}) la chiamata a \func{fcntl} usando il comando
+\const{F\_GETLK} per ottenere lo stato del lock, e si restituisce
+(\texttt{\small 52}) il valore di ritorno in caso di errore, ed il valore del
+campo \var{l\_type} (che descrive lo stato del lock) altrimenti
+(\texttt{\small 54}). Per questo motivo la funzione restituirà -1 in caso di
+errore e uno dei due valori \const{F\_UNLCK} o \const{F\_WRLCK}\footnote{non
+ si dovrebbe mai avere il terzo valore possibile, \const{F\_RDLCK}, dato che
+ la nostra interfaccia usa solo i write lock. Però è sempre possibile che
+ siano richiesti altri lock sul file al di fuori dell'interfaccia, nel qual
+ caso si potranno avere, ovviamente, interferenze indesiderate.} in caso di
+successo, ad indicare che il mutex è, rispettivamente, libero o occupato.
+
+Basandosi sulla semantica dei file lock POSIX valgono tutte le considerazioni
+relative al comportamento di questi ultimi fatte in
+sez.~\ref{sec:file_posix_lock}; questo significa ad esempio che, al contrario
+di quanto avveniva con l'interfaccia basata sui semafori, chiamate multiple a
+\func{UnlockMutex} o \func{LockMutex} non si cumulano e non danno perciò
+nessun inconveniente.
+
+
+\subsection{Il \textit{memory mapping} anonimo}
+\label{sec:ipc_mmap_anonymous}
+
+\itindbeg{memory~mapping} Abbiamo già visto che quando i processi sono
+\textsl{correlati}, se cioè hanno almeno un progenitore comune, l'uso delle
+\textit{pipe} può costituire una valida alternativa alle code di messaggi;
+nella stessa situazione si può evitare l'uso di una memoria condivisa facendo
+ricorso al cosiddetto \textit{memory mapping} anonimo.
+
+In sez.~\ref{sec:file_memory_map} abbiamo visto come sia possibile mappare il
+contenuto di un file nella memoria di un processo, e che, quando viene usato
+il flag \const{MAP\_SHARED}, le modifiche effettuate al contenuto del file
+vengono viste da tutti i processi che lo hanno mappato. Utilizzare questa
+tecnica per creare una memoria condivisa fra processi diversi è estremamente
+inefficiente, in quanto occorre passare attraverso il disco.
+
+Però abbiamo visto anche che se si esegue la mappatura con il flag
+\const{MAP\_ANONYMOUS} la regione mappata non viene associata a nessun file,
+anche se quanto scritto rimane in memoria e può essere riletto; allora, dato
+che un processo figlio mantiene nel suo spazio degli indirizzi anche le
+regioni mappate, esso sarà anche in grado di accedere a quanto in esse è
+contenuto.
+
+In questo modo diventa possibile creare una memoria condivisa fra processi
+diversi, purché questi abbiano almeno un progenitore comune che ha effettuato
+il \textit{memory mapping} anonimo.\footnote{nei sistemi derivati da SysV una
+ funzionalità simile a questa viene implementata mappando il file speciale
+ \file{/dev/zero}. In tal caso i valori scritti nella regione mappata non
+ vengono ignorati (come accade qualora si scriva direttamente sul file), ma
+ restano in memoria e possono essere riletti secondo le stesse modalità usate
+ nel \textit{memory mapping} anonimo.} Vedremo come utilizzare questa tecnica
+più avanti, quando realizzeremo una nuova versione del monitor visto in
+sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm} che possa restituisca i risultati via rete.
+\itindend{memory~mapping}
+
+% TODO: fare esempio di mmap anonima
+
+% TODO: con il kernel 3.2 è stata introdotta un nuovo meccanismo di
+% intercomunicazione veloce chiamato Cross Memory Attach, da capire se e come
+% trattarlo qui, vedi http://lwn.net/Articles/405346/
+% https://git.kernel.org/?p=linux/kernel/git/torvalds/linux-2.6.git;a=commitdiff;h=fcf634098c00dd9cd247447368495f0b79be12d1
+
+% TODO: con il kernel 3.17 è stata introdotta una fuunzionalità di
+% sigillatura dei file mappati in memoria e la system call memfd
+% (capire se va messo qui o altrove) vedi: http://lwn.net/Articles/593918/
+
+
+\section{L'intercomunicazione fra processi di POSIX}
+\label{sec:ipc_posix}
+
+Per superare i numerosi problemi del \textit{SysV-IPC}, evidenziati per i suoi
+aspetti generali in coda a sez.~\ref{sec:ipc_sysv_generic} e per i singoli
+oggetti nei paragrafi successivi, lo standard POSIX.1b ha introdotto dei nuovi
+meccanismi di comunicazione, che vanno sotto il nome di POSIX IPC, definendo
+una interfaccia completamente nuova, che tratteremo in questa sezione.
+
+
+\subsection{Considerazioni generali}
+\label{sec:ipc_posix_generic}
+
+Oggi Linux supporta tutti gli oggetti definito nello standard POSIX per l'IPC,
+ma a lungo non è stato così; la memoria condivisa è presente a partire dal
+kernel 2.4.x, i semafori sono forniti dalla \acr{glibc} nella sezione che
+implementa i \itindex{thread} \textit{thread} POSIX di nuova generazione che
+richiedono il kernel 2.6, le code di messaggi sono supportate a partire dal
+kernel 2.6.6.
+
+La caratteristica fondamentale dell'interfaccia POSIX è l'abbandono dell'uso
+degli identificatori e delle chiavi visti nel \textit{SysV-IPC}, per passare ai
+\itindex{POSIX~IPC~names} \textit{POSIX IPC names}, che sono sostanzialmente
+equivalenti ai nomi dei file. Tutte le funzioni che creano un oggetto di IPC
+POSIX prendono come primo argomento una stringa che indica uno di questi nomi;
+lo standard è molto generico riguardo l'implementazione, ed i nomi stessi
+possono avere o meno una corrispondenza sul filesystem; tutto quello che è
+richiesto è che:
+\begin{itemize*}
+\item i nomi devono essere conformi alle regole che caratterizzano i
+ \textit{pathname}, in particolare non essere più lunghi di \const{PATH\_MAX}
+ byte e terminati da un carattere nullo.
+\item se il nome inizia per una \texttt{/} chiamate differenti allo stesso
+ nome fanno riferimento allo stesso oggetto, altrimenti l'interpretazione del
+ nome dipende dall'implementazione.
+\item l'interpretazione di ulteriori \texttt{/} presenti nel nome dipende
+ dall'implementazione.
+\end{itemize*}
+
+Data la assoluta genericità delle specifiche, il comportamento delle funzioni
+è subordinato in maniera quasi completa alla relativa implementazione, tanto
+che Stevens in \cite{UNP2} cita questo caso come un esempio della maniera
+standard usata dallo standard POSIX per consentire implementazioni non
+standardizzabili.
+
+Nel caso di Linux, sia per quanto riguarda la memoria condivisa ed i semafori,
+che per le code di messaggi, tutto viene creato usando come radici delle
+opportune directory (rispettivamente \file{/dev/shm} e \file{/dev/mqueue}, per
+i dettagli si faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm},
+sez.~\ref{sec:ipc_posix_sem} e sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq}). I nomi
+specificati nelle relative funzioni devono essere nella forma di un
+\textit{pathname} assoluto (devono cioè iniziare con ``\texttt{/}'') e
+corrisponderanno ad altrettanti file creati all'interno di queste directory;
+per questo motivo detti nomi non possono contenere altre ``\texttt{/}'' oltre
+quella iniziale.
+
+Il vantaggio degli oggetti di IPC POSIX è comunque che essi vengono inseriti
+nell'albero dei file, e possono essere maneggiati con le usuali funzioni e
+comandi di accesso ai file, che funzionano come su dei file normali. Questo
+però è vero nel caso di Linux, che usa una implementazione che lo consente,
+non è detto che altrettanto valga per altri kernel. In particolare, come si
+può facilmente verificare con il comando \cmd{strace}, sia per la memoria
+condivisa che per le code di messaggi varie \textit{system call} utilizzate da
+Linux corrispondono in realtà a quelle ordinarie dei file, essendo detti
+oggetti realizzati come tali usando degli specifici filesystem.
+
+In particolare i permessi associati agli oggetti di IPC POSIX sono identici ai
+permessi dei file, ed il controllo di accesso segue esattamente la stessa
+semantica (quella illustrata in sez.~\ref{sec:file_access_control}), e non
+quella particolare (si ricordi quanto visto in
+sez.~\ref{sec:ipc_sysv_access_control}) che viene usata per gli oggetti del
+SysV-IPC. Per quanto riguarda l'attribuzione dell'utente e del gruppo
+proprietari dell'oggetto alla creazione di quest'ultimo essa viene effettuata
+secondo la semantica SysV: corrispondono cioè a \ids{UID} e \ids{GID} effettivi
+del processo che esegue la creazione.
+
+
+\subsection{Code di messaggi Posix}
+\label{sec:ipc_posix_mq}
+
+Le code di messaggi POSIX sono supportate da Linux a partire dalla versione
+2.6.6 del kernel. In generale, come le corrispettive del \textit{SysV-IPC}, le
+code di messaggi sono poco usate, dato che i socket, nei casi in cui sono
+sufficienti, sono più comodi, e che in casi più complessi la comunicazione può
+essere gestita direttamente con mutex (o semafori) e memoria condivisa con
+tutta la flessibilità che occorre.
+
+Per poter utilizzare le code di messaggi, oltre ad utilizzare un kernel
+superiore al 2.6.6 occorre utilizzare la libreria \file{librt} che contiene le
+funzioni dell'interfaccia POSIX ed i programmi che usano le code di messaggi
+devono essere compilati aggiungendo l'opzione \code{-lrt} al comando
+\cmd{gcc}. In corrispondenza all'inclusione del supporto nel kernel ufficiale
+le funzioni di libreria sono state inserite nella \acr{glibc}, e sono
+disponibili a partire dalla versione 2.3.4 delle medesime.
+
+La libreria inoltre richiede la presenza dell'apposito filesystem di tipo
+\texttt{mqueue} montato sulla directory \file{/dev/mqueue}; questo può essere
+fatto aggiungendo ad \conffile{/etc/fstab} una riga come:
+\begin{FileExample}[label=/etc/fstab]
+mqueue /dev/mqueue mqueue defaults 0 0
+\end{FileExample}
+ed esso sarà utilizzato come radice sulla quale vengono risolti i nomi delle
+code di messaggi che iniziano con una ``\texttt{/}''. Le opzioni di mount
+accettate sono \texttt{uid}, \texttt{gid} e \texttt{mode} che permettono
+rispettivamente di impostare l'utente, il gruppo ed i permessi associati al
+filesystem.
+
+
+La funzione di sistema che permette di aprire (e crearla se non esiste ancora)
+una coda di messaggi POSIX è \funcd{mq\_open}, ed il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{fcntl.h}
+\fhead{sys/stat.h}
+\fhead{mqueue.h}
+\fdecl{mqd\_t mq\_open(const char *name, int oflag)}
+\fdecl{mqd\_t mq\_open(const char *name, int oflag, unsigned long mode,
+ struct mq\_attr *attr)}
+
+\fdesc{Apre una coda di messaggi POSIX impostandone le caratteristiche.}
+}
+
+{La funzione ritorna il descrittore associato alla coda in caso di successo e
+ $-1$ 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 alla
+ coda secondo quanto specificato da \param{oflag} oppure \const{name}
+ contiene più di una ``\texttt{/}''.
+ \item[\errcode{EEXIST}] si è specificato \const{O\_CREAT} e \const{O\_EXCL}
+ ma la coda già esiste.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il file non supporta la funzione, o si è specificato
+ \const{O\_CREAT} con una valore non nullo di \param{attr} e valori non
+ validi dei campi \var{mq\_maxmsg} e \var{mq\_msgsize}; questi valori
+ devono essere positivi ed inferiori ai limiti di sistema se il processo
+ non ha privilegi amministrativi, inoltre \var{mq\_maxmsg} non può comunque
+ superare \const{HARD\_MAX}.
+ \item[\errcode{ENOENT}] non si è specificato \const{O\_CREAT} ma la coda non
+ esiste o si è usato il nome ``\texttt{/}''.
+ \item[\errcode{ENOSPC}] lo spazio è insufficiente, probabilmente per aver
+ superato il limite di \texttt{queues\_max}.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EMFILE}, \errval{ENAMETOOLONG}, \errval{ENFILE},
+ \errval{ENOMEM} ed nel loro significato generico. }
+\end{funcproto}
+
+La funzione apre la coda di messaggi identificata dall'argomento \param{name}
+restituendo il descrittore ad essa associato, del tutto analogo ad un file
+descriptor, con l'unica differenza che lo standard prevede un apposito tipo
+\type{mqd\_t}. Nel caso di Linux si tratta in effetti proprio di un normale
+file descriptor; pertanto, anche se questo comportamento non è portabile, lo
+si può tenere sotto osservazione con le funzioni dell'I/O multiplexing (vedi
+sez.~\ref{sec:file_multiplexing}) come possibile alternativa all'uso
+dell'interfaccia di notifica di \func{mq\_notify} (che vedremo a breve).
+
+Se il nome indicato fa riferimento ad una coda di messaggi già esistente, il
+descrittore ottenuto farà riferimento allo stesso oggetto, pertanto tutti i
+processi che hanno usato \func{mq\_open} su quel nome otterranno un
+riferimento alla stessa coda. Diventa così immediato costruire un canale di
+comunicazione fra detti processi.
+
+La funzione è del tutto analoga ad \func{open} ed analoghi sono i valori che
+possono essere specificati per \param{oflag}, che deve essere specificato come
+maschera binaria; i valori possibili per i vari bit sono quelli visti in
+sez.~\ref{sec:file_open_close} (per questo occorre includere \texttt{fcntl.h})
+dei quali però \func{mq\_open} riconosce solo i seguenti:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\const{O\_RDONLY}] Apre la coda solo per la ricezione di messaggi. Il
+ processo potrà usare il descrittore con \func{mq\_receive} ma non con
+ \func{mq\_send}.
+\item[\const{O\_WRONLY}] Apre la coda solo per la trasmissione di messaggi. Il
+ processo potrà usare il descrittore con \func{mq\_send} ma non con
+ \func{mq\_receive}.
+\item[\const{O\_RDWR}] Apre la coda solo sia per la trasmissione che per la
+ ricezione.
+\item[\const{O\_CREAT}] Necessario qualora si debba creare la coda; la
+ presenza di questo bit richiede la presenza degli ulteriori argomenti
+ \param{mode} e \param{attr}.
+\item[\const{O\_EXCL}] Se usato insieme a \const{O\_CREAT} fa fallire la
+ chiamata se la coda esiste già, altrimenti esegue la creazione atomicamente.
+\item[\const{O\_NONBLOCK}] Imposta la coda in modalità non bloccante, le
+ funzioni di ricezione e trasmissione non si bloccano quando non ci sono le
+ risorse richieste, ma ritornano immediatamente con un errore di
+ \errcode{EAGAIN}.
+\end{basedescript}
+
+I primi tre bit specificano la modalità di apertura della coda, e sono fra
+loro esclusivi. Ma qualunque sia la modalità in cui si è aperta una coda,
+questa potrà essere riaperta più volte in una modalità diversa, e vi si potrà
+sempre accedere attraverso descrittori diversi, esattamente come si può fare
+per i file normali.
+
+Se la coda non esiste e la si vuole creare si deve specificare
+\const{O\_CREAT}, in tal caso occorre anche specificare i permessi di
+creazione con l'argomento \param{mode};\footnote{fino al 2.6.14 per un bug i
+ valori della \textit{umask} del processo non venivano applicati a questi
+ permessi.} i valori di quest'ultimo sono identici a quelli usati per
+\func{open} (per questo occorre includere \texttt{sys/stat.h}), anche se per
+le code di messaggi han senso solo i permessi di lettura e scrittura.
+
+Oltre ai permessi di creazione possono essere specificati anche gli attributi
+specifici della coda tramite l'argomento \param{attr}; quest'ultimo è un
+puntatore ad una apposita struttura \struct{mq\_attr}, la cui definizione è
+riportata in fig.~\ref{fig:ipc_mq_attr}.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
+ \includestruct{listati/mq_attr.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \structd{mq\_attr}, contenente gli attributi di una
+ coda di messaggi POSIX.}
+ \label{fig:ipc_mq_attr}
+\end{figure}
+
+Per la creazione della coda i campi della struttura che devono essere
+specificati sono \var{mq\_maxmsg} e \var{mq\_msgsize}, che indicano
+rispettivamente il numero massimo di messaggi che può contenere e la
+dimensione massima di un messaggio. Il valore dovrà essere positivo e minore
+dei rispettivi limiti di sistema altrimenti la funzione fallirà con un errore
+di \errcode{EINVAL}. Se \param{attr} è un puntatore nullo gli attributi della
+coda saranno impostati ai valori predefiniti.
+
+I suddetti limiti di sistema sono impostati attraverso altrettanti file in
+\texttt{/proc/sys/fs/mqueue}, in particolare i file che controllano i valori
+dei limiti sono:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.5cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\sysctlfile{fs/mqueue/msg\_max}] Indica il valore massimo del numero di
+ messaggi in una coda e agisce come limite superiore per il valore di
+ \var{attr->mq\_maxmsg} in \func{mq\_open}. Il suo valore di default è 10. Il
+ valore massimo è \const{HARD\_MAX} che vale \code{(131072/sizeof(void *))},
+ ed il valore minimo 1 (ma era 10 per i kernel precedenti il 2.6.28). Questo
+ limite viene ignorato per i processi con privilegi amministrativi (più
+ precisamente con la \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_RESOURCE}) ma
+ \const{HARD\_MAX} resta comunque non superabile.
+
+\item[\sysctlfile{fs/mqueue/msgsize\_max}] Indica il valore massimo della
+ dimensione in byte di un messaggio sulla coda ed agisce come limite
+ superiore per il valore di \var{attr->mq\_msgsize} in \func{mq\_open}. Il
+ suo valore di default è 8192. Il valore massimo è 1048576 ed il valore
+ minimo 128 (ma per i kernel precedenti il 2.6.28 detti limiti erano
+ rispettivamente \const{INT\_MAX} e 8192). Questo limite viene ignorato dai
+ processi con privilegi amministrativi (con la \textit{capability}
+ \const{CAP\_SYS\_RESOURCE}).
+
+\item[\sysctlfile{fs/mqueue/queues\_max}] Indica il numero massimo di code di
+ messaggi creabili in totale sul sistema, il valore di default è 256 ma si
+ può usare un valore qualunque fra $0$ e \const{INT\_MAX}. Il limite non
+ viene applicato ai processi con privilegi amministrativi (cioè con la
+ \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_RESOURCE}).
+
+\end{basedescript}
+
+Infine sulle code di messaggi si applica il limite imposto sulla risorsa
+\const{RLIMIT\_MSGQUEUE} (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) che indica
+lo spazio massimo (in byte) occupabile dall'insieme di tutte le code di
+messaggi appartenenti ai processi di uno stesso utente, che viene identificato
+in base al \textit{real user ID} degli stessi.
+
+Quando l'accesso alla coda non è più necessario si può chiudere il relativo
+descrittore con la funzione \funcd{mq\_close}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{mqueue.h}
+\fdecl{int mq\_close(mqd\_t mqdes)}
+
+\fdesc{Chiude una coda di messaggi.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori \errval{EBADF} o \errval{EINTR} nel
+ loro significato generico.
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione è analoga a \func{close},\footnote{su Linux, dove le code sono
+ implementate come file su un filesystem dedicato, è esattamente la stessa
+ funzione, per cui non esiste una \textit{system call} autonoma e la funzione
+ viene rimappata su \func{close} dalle \acr{glibc}.} dopo la sua esecuzione
+il processo non sarà più in grado di usare il descrittore della coda, ma
+quest'ultima continuerà ad esistere nel sistema e potrà essere acceduta con
+un'altra chiamata a \func{mq\_open}. All'uscita di un processo tutte le code
+aperte, così come i file, vengono chiuse automaticamente. Inoltre se il
+processo aveva agganciato una richiesta di notifica sul descrittore che viene
+chiuso, questa sarà rilasciata e potrà essere richiesta da qualche altro
+processo.
+
+Quando si vuole effettivamente rimuovere una coda dal sistema occorre usare la
+funzione di sistema \funcd{mq\_unlink}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{mqueue.h}
+\fdecl{int mq\_unlink(const char *name)}
+
+\fdesc{Rimuove una coda di messaggi.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà gli uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] non si hanno i permessi per cancellare la coda.
+ \item[\errcode{ENAMETOOLONG}] il nome indicato è troppo lungo.
+ \item[\errcode{ENOENT}] non esiste una coda con il nome indicato.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+Anche in questo caso il comportamento della funzione è analogo a quello di
+\func{unlink} per i file, la funzione rimuove la coda \param{name} (ed il
+relativo file sotto \texttt{/dev/mqueue}), così che una successiva chiamata a
+\func{mq\_open} fallisce o crea una coda diversa.
+
+% TODO, verificare se mq_unlink è davvero una system call indipendente.
+
+Come per i file ogni coda di messaggi ha un contatore di riferimenti, per cui
+la coda non viene effettivamente rimossa dal sistema fin quando questo non si
+annulla. Pertanto anche dopo aver eseguito con successo \func{mq\_unlink} la
+coda resterà accessibile a tutti i processi che hanno un descrittore aperto su
+di essa. Allo stesso modo una coda ed i suoi contenuti resteranno disponibili
+all'interno del sistema anche quando quest'ultima non è aperta da nessun
+processo (questa è una delle differenze più rilevanti nei confronti di
+\textit{pipe} e \textit{fifo}). La sola differenza fra code di messaggi POSIX
+e file normali è che, essendo il filesystem delle code di messaggi virtuale, e
+basato su oggetti interni al kernel, il suo contenuto viene perduto con il
+riavvio del sistema.
+
+Come accennato ad ogni coda di messaggi è associata una struttura
+\struct{mq\_attr}, che può essere letta e modificata attraverso le due
+funzioni \funcd{mq\_getattr} e \funcd{mq\_setattr}, i cui prototipi sono:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{mqueue.h}
+\fdecl{int mq\_getattr(mqd\_t mqdes, struct mq\_attr *mqstat)}
+\fdesc{Legge gli attributi di una coda di messaggi POSIX.}
+\fdecl{int mq\_setattr(mqd\_t mqdes, const struct mq\_attr *mqstat,
+ struct mq\_attr *omqstat)}
+\fdesc{Modifica gli attributi di una coda di messaggi POSIX.}
+}
+{
+Entrambe le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore,
+ nel qual caso \var{errno} assumerà i valori \errval{EBADF}
+ o \errval{EINVAL} nel loro significato generico.
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione \func{mq\_getattr} legge i valori correnti degli attributi della
+coda \param{mqdes} nella struttura \struct{mq\_attr} puntata
+da \param{mqstat}; di questi l'unico relativo allo stato corrente della coda è
+\var{mq\_curmsgs} che indica il numero di messaggi da essa contenuti, gli
+altri indicano le caratteristiche generali della stessa impostate in fase di
+apertura.
+
+La funzione \func{mq\_setattr} permette di modificare gli attributi di una
+coda (indicata da \param{mqdes}) tramite i valori contenuti nella struttura
+\struct{mq\_attr} puntata da \param{mqstat}, ma può essere modificato solo il
+campo \var{mq\_flags}, gli altri campi vengono comunque ignorati.
+
+In particolare i valori di \var{mq\_maxmsg} e \var{mq\_msgsize} possono essere
+specificati solo in fase ci creazione della coda. Inoltre i soli valori
+possibili per \var{mq\_flags} sono 0 e \const{O\_NONBLOCK}, per cui alla fine
+la funzione può essere utilizzata solo per abilitare o disabilitare la
+modalità non bloccante. L'argomento \param{omqstat} viene usato, quando
+diverso da \val{NULL}, per specificare l'indirizzo di una struttura su cui
+salvare i valori degli attributi precedenti alla chiamata della funzione.
+
+Per inserire messaggi su di una coda sono previste due funzioni di sistema,
+\funcd{mq\_send} e \funcd{mq\_timedsend}. In realtà su Linux la \textit{system
+ call} è soltanto \func{mq\_timedsend}, mentre \func{mq\_send} viene
+implementata come funzione di libreria che si appoggia alla
+precedente. Inoltre \func{mq\_timedsend} richiede che sia definita la macro
+\macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore pari ad almeno \texttt{600} o la macro
+\macro{\_POSIX\_C\_SOURCE} ad un valore uguale o maggiore di \texttt{200112L}.
+I rispettivi prototipi sono:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{mqueue.h}
+\fdecl{int mq\_send(mqd\_t mqdes, const char *msg\_ptr, size\_t msg\_len,
+ unsigned int msg\_prio)}
+\fdesc{Esegue l'inserimento di un messaggio su una coda.}
+\fhead{mqueue.h}
+\fhead{time.h}
+\fdecl{int mq\_timedsend(mqd\_t mqdes, const char *msg\_ptr, size\_t
+ msg\_len, \\
+\phantom{int mq\_timedsend(}unsigned int msg\_prio, const struct timespec *abs\_timeout)}
+\fdesc{Esegue l'inserimento di un messaggio su una coda entro un tempo
+ specificato}
+}
+
+{Entrambe le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore,
+ nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EAGAIN}] si è aperta la coda con \const{O\_NONBLOCK}, e la
+ coda è piena.
+ \item[\errcode{EBADF}] si specificato un file descriptor non valido.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore nullo per
+ \param{msg\_len}, o un valore di \param{msg\_prio} fuori dai limiti, o
+ un valore non valido per \param{abs\_timeout}.
+ \item[\errcode{EMSGSIZE}] la lunghezza del messaggio \param{msg\_len}
+ eccede il limite impostato per la coda.
+ \item[\errcode{ETIMEDOUT}] l'inserimento del messaggio non è stato
+ effettuato entro il tempo stabilito (solo \func{mq\_timedsend}).
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EBADF} e \errval{EINTR} nel loro significato generico.
+}
+\end{funcproto}
+
+Entrambe le funzioni richiedono un puntatore ad un buffer in memoria
+contenente il testo del messaggio da inserire nella coda \param{mqdes}
+nell'argomento \param{msg\_ptr}, e la relativa lunghezza in \param{msg\_len}.
+Se quest'ultima eccede la dimensione massima specificata da \var{mq\_msgsize}
+le funzioni ritornano immediatamente con un errore di \errcode{EMSGSIZE}.
+
+L'argomento \param{msg\_prio} indica la priorità dell'argomento, che, essendo
+definito come \ctyp{unsigned int}, è sempre un intero positivo. I messaggi di
+priorità maggiore vengono inseriti davanti a quelli di priorità inferiore, e
+quindi saranno riletti per primi. A parità del valore della priorità il
+messaggio sarà inserito in coda a tutti quelli che hanno la stessa priorità
+che quindi saranno letti con la politica di una \textit{fifo}. Il valore della
+priorità non può eccedere il limite di sistema \const{MQ\_PRIO\_MAX}, che al
+momento è pari a 32768.
+
+Qualora la coda sia piena, entrambe le funzioni si bloccano, a meno che non
+sia stata selezionata in fase di apertura della stessa la modalità non
+bloccante o non si sia impostato il flag \const{O\_NONBLOCK} sul file
+descriptor della coda, nel qual caso entrambe ritornano con un codice di
+errore di \errcode{EAGAIN}.
+
+La sola differenza fra le due funzioni è che \func{mq\_timedsend}, passato il
+tempo massimo impostato con l'argomento \param{abs\_timeout}, ritorna con un
+errore di \errcode{ETIMEDOUT}, se invece il tempo è già scaduto al momento
+della chiamata e la coda è piena la funzione ritorna immediatamente. Il valore
+di \param{abs\_timeout} deve essere specificato come tempo assoluto tramite
+una struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct})
+indicato in numero di secondi e nanosecondi a partire dal 1 gennaio 1970.
+
+Come per l'inserimento, anche per l'estrazione dei messaggi da una coda sono
+previste due funzioni di sistema, \funcd{mq\_receive} e
+\funcd{mq\_timedreceive}. Anche in questo caso su Linux soltanto
+\func{mq\_timedreceive} è effettivamente, una \textit{system call} e per
+usarla devono essere definite le opportune macro come per
+\func{mq\_timedsend}. I rispettivi prototipi sono:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{mqueue.h}
+\fdecl{ssize\_t mq\_receive(mqd\_t mqdes, char *msg\_ptr, size\_t
+ msg\_len, unsigned int *msg\_prio)}
+\fdesc{Effettua la ricezione di un messaggio da una coda.}
+\fhead{mqueue.h}
+\fhead{time.h}
+\fdecl{ssize\_t mq\_timedreceive(mqd\_t mqdes, char *msg\_ptr, size\_t
+ msg\_len,\\
+\phantom{ssize\_t mq\_timedreceive(}unsigned int *msg\_prio, const struct timespec
+*abs\_timeout)}
+\fdesc{Riceve un messaggio da una coda entro un limite di tempo.}
+}
+{Entrambe le funzioni ritornano il numero di byte del messaggio in caso di
+ successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
+ valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EAGAIN}] si è aperta la coda con \const{O\_NONBLOCK}, e la
+ coda è vuota.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore nullo per
+ \param{msg\_ptr}, o un valore non valido per \param{abs\_timeout}.
+ \item[\errcode{EMSGSIZE}] la lunghezza del messaggio sulla coda eccede il
+ valore \param{msg\_len} specificato per la ricezione.
+ \item[\errcode{ETIMEDOUT}] la ricezione del messaggio non è stata
+ effettuata entro il tempo stabilito.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EBADF} o \errval{EINTR} nel loro significato generico. }
+\end{funcproto}
+
+La funzione estrae dalla coda \param{mqdes} il messaggio a priorità più alta,
+o il più vecchio fra quelli della stessa priorità. Una volta ricevuto il
+messaggio viene tolto dalla coda e la sua dimensione viene restituita come
+valore di ritorno; si tenga presente che 0 è una dimensione valida e che la
+condizione di errore è indicata soltanto da un valore di
+$-1$.\footnote{Stevens in \cite{UNP2} fa notare che questo è uno dei casi in
+ cui vale ciò che lo standard \textsl{non} dice, una dimensione nulla
+ infatti, pur non essendo citata, non viene proibita.}
+
+Se la dimensione specificata da \param{msg\_len} non è sufficiente a contenere
+il messaggio, entrambe le funzioni, al contrario di quanto avveniva nelle code
+di messaggi di SysV, ritornano un errore di \errcode{EMSGSIZE} senza estrarre
+il messaggio. È pertanto opportuno eseguire sempre una chiamata a
+\func{mq\_getattr} prima di eseguire una ricezione, in modo da ottenere la
+dimensione massima dei messaggi sulla coda, per poter essere in grado di
+allocare dei buffer sufficientemente ampi per la lettura.
+
+Se si specifica un puntatore per l'argomento \param{msg\_prio} il valore della
+priorità del messaggio viene memorizzato all'indirizzo da esso indicato.
+Qualora non interessi usare la priorità dei messaggi si può specificare
+\var{NULL}, ed usare un valore nullo della priorità nelle chiamate a
+\func{mq\_send}.
+
+Si noti che con le code di messaggi POSIX non si ha la possibilità di
+selezionare quale messaggio estrarre con delle condizioni sulla priorità, a
+differenza di quanto avveniva con le code di messaggi di SysV che permettono
+invece la selezione in base al valore del campo \var{mtype}.
+
+Qualora la coda sia vuota entrambe le funzioni si bloccano, a meno che non si
+sia selezionata la modalità non bloccante; in tal caso entrambe ritornano
+immediatamente con l'errore \errcode{EAGAIN}. Anche in questo caso la sola
+differenza fra le due funzioni è che la seconda non attende indefinitamente e
+passato il tempo massimo \param{abs\_timeout} ritorna comunque con un errore
+di \errcode{ETIMEDOUT}.
+
+Uno dei problemi sottolineati da Stevens in \cite{UNP2}, comuni ad entrambe le
+tipologie di code messaggi, è che non è possibile per chi riceve identificare
+chi è che ha inviato il messaggio, in particolare non è possibile sapere da
+quale utente esso provenga. Infatti, in mancanza di un meccanismo interno al
+kernel, anche se si possono inserire delle informazioni nel messaggio, queste
+non possono essere credute, essendo completamente dipendenti da chi lo invia.
+Vedremo però come, attraverso l'uso del meccanismo di notifica, sia possibile
+superare in parte questo problema.
+
+Una caratteristica specifica delle code di messaggi POSIX è la possibilità di
+usufruire di un meccanismo di notifica asincrono; questo può essere attivato
+usando la funzione \funcd{mq\_notify}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{mqueue.h}
+\fdecl{int mq\_notify(mqd\_t mqdes, const struct sigevent *notification)}
+
+\fdesc{Attiva il meccanismo di notifica per una coda.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EBADF}] il descrittore non fa riferimento ad una coda di
+ messaggi.
+ \item[\errcode{EBUSY}] c'è già un processo registrato per la notifica.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è richiesto un meccanismo di notifica invalido
+ o specificato nella notifica con i segnali il valore di un segnale non
+ esistente.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
+}
+\end{funcproto}
+
+Il meccanismo di notifica permette di segnalare in maniera asincrona ad un
+processo la presenza di dati sulla coda indicata da \param{mqdes}, in modo da
+evitare la necessità di bloccarsi nell'attesa. Per far questo un processo deve
+registrarsi con la funzione \func{mq\_notify}, ed il meccanismo è disponibile
+per un solo processo alla volta per ciascuna coda.
+
+Il comportamento di \func{mq\_notify} dipende dai valori passati con
+l'argomento \param{notification}, che è un puntatore ad una apposita struttura
+\struct{sigevent}, (definita in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) introdotta
+dallo standard POSIX.1b per gestire la notifica di eventi; per altri dettagli
+su di essa si può rivedere quanto detto in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} a
+proposito dell'uso della stessa struttura per la notifica delle scadenze dei
+\textit{timer}.
+
+Attraverso questa struttura si possono impostare le modalità con cui viene
+effettuata la notifica nel campo \var{sigev\_notify}, che può assumere i
+valori di tab.~\ref{tab:sigevent_sigev_notify}; fra questi la pagina di
+manuale riporta soltanto i primi tre, ed inizialmente era possibile solo
+\const{SIGEV\_SIGNAL}. Il metodo consigliato è quello di usare
+\const{SIGEV\_SIGNAL} usando il campo \var{sigev\_signo} per indicare il quale
+segnale deve essere inviato al processo. Inoltre il campo \var{sigev\_value} è
+un puntatore ad una struttura \struct{sigval} (definita in
+fig.~\ref{fig:sig_sigval}) che permette di restituire al gestore del segnale
+un valore numerico o un indirizzo,\footnote{per il suo uso si riveda la
+ trattazione fatta in sez.~\ref{sec:sig_real_time} a proposito dei segnali
+ \textit{real-time}.} posto che questo sia installato nella forma estesa
+vista in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.
+
+La funzione registra il processo chiamante per la notifica se
+\param{notification} punta ad una struttura \struct{sigevent} opportunamente
+inizializzata, o cancella una precedente registrazione se è \val{NULL}. Dato
+che un solo processo alla volta può essere registrato, la funzione fallisce
+con \errcode{EBUSY} se c'è un altro processo già registrato. Questo significa
+anche che se si registra una notifica con \const{SIGEV\_NONE} il processo non
+la riceverà, ma impedirà anche che altri possano registrarsi per poterlo fare.
+Si tenga presente inoltre che alla chiusura del descrittore associato alla
+coda (e quindi anche all'uscita del processo) ogni eventuale registrazione di
+notifica presente viene cancellata.
+
+La notifica del segnale avviene all'arrivo di un messaggio in una coda vuota
+(cioè solo se sulla coda non ci sono messaggi) e se non c'è nessun processo
+bloccato in una chiamata a \func{mq\_receive}, in questo caso infatti il
+processo bloccato ha la precedenza ed il messaggio gli viene immediatamente
+inviato, mentre per il meccanismo di notifica tutto funziona come se la coda
+fosse rimasta vuota.
+
+Quando un messaggio arriva su una coda vuota al processo che si era registrato
+viene inviato il segnale specificato da \code{notification->sigev\_signo}, e
+la coda diventa disponibile per una ulteriore registrazione. Questo comporta
+che se si vuole mantenere il meccanismo di notifica occorre ripetere la
+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.
+
+L'invio del segnale di notifica avvalora alcuni campi di informazione
+restituiti al gestore attraverso la struttura \struct{siginfo\_t} (definita in
+fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}). In particolare \var{si\_pid} viene impostato al
+valore del \ids{PID} del processo che ha emesso il segnale, \var{si\_uid}
+all'\textsl{user-ID} effettivo, \var{si\_code} a \const{SI\_MESGQ}, e
+\var{si\_errno} a 0. Questo ci dice che, se si effettua la ricezione dei
+messaggi usando esclusivamente il meccanismo di notifica, è possibile ottenere
+le informazioni sul processo che ha inserito un messaggio usando un gestore
+per il segnale in forma estesa, di nuovo si faccia riferimento a quanto detto
+al proposito in sez.~\ref{sec:sig_sigaction} e sez.~\ref{sec:sig_real_time}.
+
+
+\subsection{Memoria condivisa}
+\label{sec:ipc_posix_shm}
+
+La memoria condivisa è stato il primo degli oggetti di IPC POSIX inserito nel
+kernel ufficiale; il supporto a questo tipo di oggetti è realizzato attraverso
+il filesystem \texttt{tmpfs}, uno speciale filesystem che mantiene tutti i
+suoi contenuti in memoria, che viene attivato abilitando l'opzione
+\texttt{CONFIG\_TMPFS} in fase di compilazione del kernel.
+
+Per potere utilizzare l'interfaccia POSIX per la memoria condivisa la
+\acr{glibc} (le funzioni sono state introdotte con la versione 2.2) richiede
+di compilare i programmi con l'opzione \code{-lrt}; inoltre è necessario che
+in \file{/dev/shm} sia montato un filesystem \texttt{tmpfs}; questo di norma
+viene fatto aggiungendo una riga del tipo di:
+\begin{FileExample}[label=/etc/fstab]
+tmpfs /dev/shm tmpfs defaults 0 0
+\end{FileExample}
+ad \conffile{/etc/fstab}. In realtà si può montare un filesystem
+\texttt{tmpfs} dove si vuole, per usarlo come RAM disk, con un comando del
+tipo:
+\begin{Example}
+mount -t tmpfs -o size=128M,nr_inodes=10k,mode=700 tmpfs /mytmpfs
+\end{Example}
+
+Il filesystem riconosce, oltre quelle mostrate, le opzioni \texttt{uid} e
+\texttt{gid} che identificano rispettivamente utente e gruppo cui assegnarne
+la titolarità, e \texttt{nr\_blocks} che permette di specificarne la
+dimensione in blocchi, cioè in multipli di \const{PAGECACHE\_SIZE} che in
+questo caso è l'unità di allocazione elementare.
+
+La funzione che permette di aprire un segmento di memoria condivisa POSIX, ed
+eventualmente di crearlo se non esiste ancora, è \funcd{shm\_open}; il suo
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/mman.h}
+\fhead{sys/stat.h}
+\fhead{fcntl.h}
+\fdecl{int shm\_open(const char *name, int oflag, mode\_t mode)}
+
+\fdesc{Apre un segmento di memoria condivisa.}
+}
+
+{La funzione ritorna un file descriptor in caso di successo e $-1$ per un
+ errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] non si hanno i permessi di aprire il segmento nella
+ modalità scelta o si richiesto \const{O\_TRUNC} per un segmento su cui non
+ si ha il permesso di scrittura.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è utilizzato un nome non valido.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EEXIST}, \errval{EMFILE}, \errval{ENAMETOOLONG},
+ \errval{ENFILE} e \errval{ENOENT} nello stesso significato che hanno per
+ \func{open}.
+}
+\end{funcproto}
+
+
+La funzione apre un segmento di memoria condivisa identificato dal nome
+\param{name}. Come già spiegato in sez.~\ref{sec:ipc_posix_generic} questo
+nome può essere specificato in forma standard solo facendolo iniziare per
+``\texttt{/}'' e senza ulteriori ``\texttt{/}''. Linux supporta comunque nomi
+generici, che verranno interpretati prendendo come radice
+\file{/dev/shm}.\footnote{occorre pertanto evitare di specificare qualcosa del
+ tipo \file{/dev/shm/nome} all'interno di \param{name}, perché questo
+ comporta, da parte delle funzioni di libreria, il tentativo di accedere a
+ \file{/dev/shm/dev/shm/nome}.}
+
+La funzione è del tutto analoga ad \func{open} ed analoghi sono i valori che
+possono essere specificati per \param{oflag}, che deve essere specificato come
+maschera binaria comprendente almeno uno dei due valori \const{O\_RDONLY} e
+\const{O\_RDWR}; i valori possibili per i vari bit sono quelli visti in
+sez.~\ref{sec:file_open_close} dei quali però \func{shm\_open} riconosce solo
+i seguenti:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\const{O\_RDONLY}] Apre il file descriptor associato al segmento di
+ memoria condivisa per l'accesso in sola lettura.
+\item[\const{O\_RDWR}] Apre il file descriptor associato al segmento di
+ memoria condivisa per l'accesso in lettura e scrittura.
+\item[\const{O\_CREAT}] Necessario qualora si debba creare il segmento di
+ memoria condivisa se esso non esiste; in questo caso viene usato il valore
+ di \param{mode} per impostare i permessi, che devono essere compatibili con
+ le modalità con cui si è aperto il file.
+\item[\const{O\_EXCL}] Se usato insieme a \const{O\_CREAT} fa fallire la
+ chiamata a \func{shm\_open} se il segmento esiste già, altrimenti esegue la
+ creazione atomicamente.
+\item[\const{O\_TRUNC}] Se il segmento di memoria condivisa esiste già, ne
+ tronca le dimensioni a 0 byte.
+\end{basedescript}
+
+In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor associato al
+segmento di memoria condiviso con le stesse modalità di \func{open} viste in
+sez.~\ref{sec:file_open_close}. Inoltre sul file descriptor viene sempre
+impostato il flag \const{FD\_CLOEXEC}. Chiamate effettuate da diversi
+processi usando lo stesso nome restituiranno file descriptor associati allo
+stesso segmento, così come, nel caso di file ordinari, essi sono associati
+allo stesso \itindex{inode} inode. In questo modo è possibile effettuare una
+chiamata ad \func{mmap} sul file descriptor restituito da \func{shm\_open} ed
+i processi vedranno lo stesso segmento di memoria condivisa.
+
+Quando il nome non esiste si può creare un nuovo segmento specificando
+\const{O\_CREAT}; in tal caso il segmento avrà (così come i nuovi file)
+lunghezza nulla. Il nuovo segmento verrà creato con i permessi indicati
+da \param{mode} (di cui vengono usati solo i 9 bit meno significativi, non si
+applicano pertanto i permessi speciali di sez.~\ref{sec:file_special_perm})
+filtrati dal valore dell'\textit{umask} del processo. Come gruppo ed utente
+proprietario del segmento saranno presi quelli facenti parte del gruppo
+\textit{effective} del processo chiamante.
+
+Dato che un segmento di lunghezza nulla è di scarsa utilità, una vola che lo
+si è creato per impostarne la dimensione si dovrà poi usare \func{ftruncate}
+(vedi sez.~\ref{sec:file_file_size}) prima di mapparlo in memoria con
+\func{mmap}. Si tenga presente che una volta chiamata \func{mmap} si può
+chiudere il file descriptor ad esso associato (semplicemente con
+\func{close}), senza che la mappatura ne risenta, e che questa può essere
+rimossa usando \func{munmap}.
+
+Come per i file, quando si vuole rimuovere completamente un segmento di
+memoria condivisa occorre usare la funzione \funcd{shm\_unlink}, il cui
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{sys/mman.h}
+\fdecl{int shm\_unlink(const char *name)}
+
+\fdesc{Rimuove un segmento di memoria condivisa.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] non si è proprietari del segmento.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{ENAMETOOLONG} e \errval{ENOENT}, nel loro significato
+ generico.
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione è del tutto analoga ad \func{unlink}, e si limita a cancellare il
+nome del segmento da \file{/dev/shm}, senza nessun effetto né sui file
+descriptor precedentemente aperti con \func{shm\_open}, né sui segmenti già
+mappati in memoria; questi verranno cancellati automaticamente dal sistema
+solo con le rispettive chiamate a \func{close} e \func{munmap}. Una volta
+eseguita questa funzione però, qualora si richieda l'apertura di un segmento
+con lo stesso nome, la chiamata a \func{shm\_open} fallirà, a meno di non aver
+usato \const{O\_CREAT}, in quest'ultimo caso comunque si otterrà un file
+descriptor che fa riferimento ad un segmento distinto da eventuali precedenti.
+
+Dato che i segmenti di memoria condivisa sono trattati come file del
+filesystem \texttt{tmpfs}, si possono usare su di essi, con lo stesso
+significato che assumono sui file ordinari, anche funzioni come quelle delle
+famiglie \func{fstat}, \func{fchown} e \func{fchmod}. Inoltre a partire dal
+kernel 2.6.19 per i permessi sono supportate anche le ACL illustrate in
+sez.~\ref{sec:file_ACL}.
+
+Come esempio dell'uso delle funzioni attinenti ai segmenti di memoria
+condivisa POSIX, vediamo come è possibile riscrivere una interfaccia
+semplificata analoga a quella vista in fig.~\ref{fig:ipc_sysv_shm_func} per la
+memoria condivisa in stile SysV. Il codice completo, di cui si sono riportate
+le parti essenziali in fig.~\ref{fig:ipc_posix_shmmem}, è contenuto nel file
+\file{SharedMem.c} dei sorgenti allegati.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/MemShared.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Il codice delle funzioni di gestione dei segmenti di memoria
+ condivisa POSIX.}
+ \label{fig:ipc_posix_shmmem}
+\end{figure}
+
+La prima funzione (\texttt{\small 1-24}) è \func{CreateShm} che, dato un nome
+nell'argomento \var{name} crea un nuovo segmento di memoria condivisa,
+accessibile in lettura e scrittura, e ne restituisce l'indirizzo. Anzitutto si
+definiscono (\texttt{\small 8}) i flag per la successiva (\texttt{\small 9})
+chiamata a \func{shm\_open}, che apre il segmento in lettura e scrittura
+(creandolo se non esiste, ed uscendo in caso contrario) assegnandogli sul
+filesystem i permessi specificati dall'argomento \var{perm}.
+
+In caso di errore (\texttt{\small 10-12}) si restituisce un puntatore nullo,
+altrimenti si prosegue impostando (\texttt{\small 14}) la dimensione del
+segmento con \func{ftruncate}. Di nuovo (\texttt{\small 15-16}) si esce
+immediatamente restituendo un puntatore nullo in caso di errore. Poi si passa
+(\texttt{\small 18}) a mappare in memoria il segmento con \func{mmap}
+specificando dei diritti di accesso corrispondenti alla modalità di apertura.
+Di nuovo si restituisce (\texttt{\small 19-21}) un puntatore nullo in caso di
+errore, altrimenti si inizializza (\texttt{\small 22}) il contenuto del
+segmento al valore specificato dall'argomento \var{fill} con \func{memset}, e
+se ne restituisce (\texttt{\small 23}) l'indirizzo.
+
+La seconda funzione (\texttt{\small 25-40}) è \func{FindShm} che trova un
+segmento di memoria condiviso esistente, restituendone l'indirizzo. In questo
+caso si apre (\texttt{\small 31}) il segmento con \func{shm\_open} richiedendo
+che il segmento sia già esistente, in caso di errore (\texttt{\small 31-33})
+si ritorna immediatamente un puntatore nullo. Ottenuto il file descriptor del
+segmento lo si mappa (\texttt{\small 35}) in memoria con \func{mmap},
+restituendo (\texttt{\small 36-38}) un puntatore nullo in caso di errore, o
+l'indirizzo (\texttt{\small 39}) dello stesso in caso di successo.
+
+La terza funzione (\texttt{\small 40-45}) è \func{RemoveShm}, e serve a
+cancellare un segmento di memoria condivisa. Dato che al contrario di quanto
+avveniva con i segmenti del \textit{SysV-IPC} gli oggetti allocati nel kernel
+vengono rilasciati automaticamente quando nessuna li usa più, tutto quello che
+c'è da fare (\texttt{\small 44}) in questo caso è chiamare \func{shm\_unlink},
+restituendo al chiamante il valore di ritorno.
+
+
+
+
+\subsection{Semafori}
+\label{sec:ipc_posix_sem}
+
+Fino alla serie 2.4.x del kernel esisteva solo una implementazione parziale
+dei semafori POSIX che li realizzava solo a livello di \itindex{thread}
+\textit{thread} e non di processi,\footnote{questo significava che i semafori
+ erano visibili solo all'interno dei \itindex{thread} \textit{thread} creati
+ da un singolo processo, e non potevano essere usati come meccanismo di
+ sincronizzazione fra processi diversi.} fornita attraverso la sezione delle
+estensioni \textit{real-time} della \acr{glibc} (quelle che si accedono
+collegandosi alla libreria \texttt{librt}). Esisteva inoltre una libreria che
+realizzava (parzialmente) l'interfaccia POSIX usando le funzioni dei semafori
+di \textit{SysV-IPC} (mantenendo così tutti i problemi sottolineati in
+sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}).
+
+A partire dal kernel 2.5.7 è stato introdotto un meccanismo di
+sincronizzazione completamente nuovo, basato sui cosiddetti \textit{futex} (la
+sigla sta per \textit{fast user mode mutex}) con il quale è stato possibile
+implementare una versione nativa dei semafori POSIX. Grazie a questo con i
+kernel della serie 2.6 e le nuove versioni della \acr{glibc} che usano questa
+nuova infrastruttura per quella che viene che viene chiamata \textit{New Posix
+ Thread Library}, sono state implementate anche tutte le funzioni
+dell'interfaccia dei semafori POSIX.
+
+Anche in questo caso è necessario appoggiarsi alla libreria per le estensioni
+\textit{real-time} \texttt{librt}, questo significa che se si vuole utilizzare
+questa interfaccia, oltre ad utilizzare gli opportuni file di definizione,
+occorrerà compilare i programmi con l'opzione \texttt{-lrt} o con
+\texttt{-lpthread} se si usano questi ultimi.
+
+La funzione che permette di creare un nuovo semaforo POSIX, creando il
+relativo file, o di accedere ad uno esistente, è \funcd{sem\_open}, questa
+prevede due forme diverse a seconda che sia utilizzata per aprire un semaforo
+esistente o per crearne uno nuovi, i relativi prototipi sono:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fhead{sys/stat.h}
+\fhead{fcntl.h}
+\fdecl{sem\_t *sem\_open(const char *name, int oflag)}
+\fdecl{sem\_t *sem\_open(const char *name, int oflag, mode\_t mode,
+ unsigned int value)}
+
+\fdesc{Crea un semaforo o ne apre uno esistente.}
+}
+{La funzione ritorna l'indirizzo del semaforo in caso di successo e
+ \const{SEM\_FAILED} per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
+ dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] il semaforo esiste ma non si hanno permessi
+ sufficienti per accedervi.
+ \item[\errcode{EEXIST}] si sono specificati \const{O\_CREAT} e
+ \const{O\_EXCL} ma il semaforo esiste.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{value} eccede
+ \const{SEM\_VALUE\_MAX} o il nome è solo ``\texttt{/}''.
+ \item[\errcode{ENAMETOOLONG}] si è utilizzato un nome troppo lungo.
+ \item[\errcode{ENOENT}] non si è usato \const{O\_CREAT} ed il nome
+ specificato non esiste.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EMFILE}, \errval{ENFILE} ed \errval{ENOMEM} nel loro
+ significato generico.
+
+}
+\end{funcproto}
+
+L'argomento \param{name} definisce il nome del semaforo che si vuole
+utilizzare, ed è quello che permette a processi diversi di accedere allo
+stesso semaforo. Questo deve essere specificato nella stessa forma utilizzata
+per i segmenti di memoria condivisa, con un nome che inizia con ``\texttt{/}''
+e senza ulteriori ``\texttt{/}'', vale a dire nella forma
+\texttt{/nome-semaforo}.
+
+Con Linux i file associati ai semafori sono mantenuti nel filesystem virtuale
+\texttt{/dev/shm}, e gli viene assegnato automaticamente un nome nella forma
+\texttt{sem.nome-semaforo}, si ha cioè una corrispondenza per cui
+\texttt{/nome-semaforo} viene rimappato, nella creazione tramite
+\func{sem\_open}, su \texttt{/dev/shm/sem.nome-semaforo}. Per questo motivo la
+dimensione massima per il nome di un semaforo, a differenza di quanto avviene
+per i segmenti di memoria condivisa, è pari a \const{NAME\_MAX}$ - 4$.
+
+L'argomento \param{oflag} è quello che controlla le modalità con cui opera la
+funzione, ed è passato come maschera binaria; i bit corrispondono a quelli
+utilizzati per l'analogo argomento di \func{open}, anche se dei possibili
+valori visti in sez.~\ref{sec:file_open_close} sono utilizzati soltanto
+\const{O\_CREAT} e \const{O\_EXCL}.
+
+Se si usa \const{O\_CREAT} si richiede la creazione del semaforo qualora
+questo non esista, ed in tal caso occorre utilizzare la seconda forma della
+funzione, in cui si devono specificare sia un valore iniziale con l'argomento
+\param{value},\footnote{e si noti come così diventa possibile, differenza di
+ quanto avviene per i semafori del \textit{SysV-IPC}, effettuare in maniera
+ atomica creazione ed inizializzazione di un semaforo usando una unica
+ funzione.} che una maschera dei permessi con l'argomento
+\param{mode}; se il semaforo esiste già questi saranno semplicemente
+ignorati. Usando il flag \const{O\_EXCL} si richiede invece la verifica che il
+semaforo non esista, ed usandolo insieme ad \const{O\_CREAT} la funzione
+fallisce qualora un semaforo con lo stesso nome sia già presente.
+
+Si tenga presente che, come accennato in sez.~\ref{sec:ipc_posix_generic}, i
+semafori usano la semantica standard dei file per quanto riguarda i controlli
+di accesso, questo significa che un nuovo semaforo viene sempre creato con
+l'\ids{UID} ed il \ids{GID} effettivo del processo chiamante, e che i permessi
+indicati con \param{mode} vengono filtrati dal valore della \itindex{umask}
+\textit{umask} del processo. Inoltre per poter aprire un semaforo è
+necessario avere su di esso sia il permesso di lettura che quello di
+scrittura.
+
+La funzione restituisce in caso di successo un puntatore all'indirizzo del
+semaforo con un valore di tipo \ctyp{sem\_t *}, è questo valore che dovrà
+essere passato alle altre funzioni per operare sul semaforo stesso, e non sarà
+più necessario fare riferimento al nome, che potrebbe anche essere rimosso con
+\func{sem\_unlink}.
+
+Una volta che si sia ottenuto l'indirizzo di un semaforo, sarà possibile
+utilizzarlo; se si ricorda quanto detto all'inizio di
+sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}, dove si sono introdotti i concetti generali
+relativi ai semafori, le operazioni principali sono due, quella che richiede
+l'uso di una risorsa bloccando il semaforo e quella che rilascia la risorsa
+liberando il semaforo. La prima operazione è effettuata dalla funzione
+\funcd{sem\_wait}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_wait(sem\_t *sem)}
+
+\fdesc{Blocca un semaforo.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il semaforo \param{sem} non esiste.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione cerca di decrementare il valore del semaforo indicato dal
+puntatore \param{sem}, se questo ha un valore positivo, cosa che significa che
+la risorsa è disponibile, la funzione ha successo, il valore del semaforo
+viene diminuito di 1 ed essa ritorna immediatamente consentendo la
+prosecuzione del processo.
+
+Se invece il valore è nullo la funzione si blocca (fermando l'esecuzione del
+processo) fintanto che il valore del semaforo non ritorna positivo (cosa che a
+questo punto può avvenire solo per opera di altro processo che rilascia il
+semaforo con una chiamata a \func{sem\_post}) così che poi essa possa
+decrementarlo con successo e proseguire.
+
+Si tenga presente che la funzione può sempre essere interrotta da un segnale,
+nel qual caso si avrà un errore di \const{EINTR}; inoltre questo avverrà
+comunque, anche qualora si fosse richiesta la gestione con la semantica BSD,
+installando il gestore del suddetto segnale con l'opzione \const{SA\_RESTART}
+(vedi sez.~\ref{sec:sig_sigaction}) per riavviare le \textit{system call}
+interrotte.
+
+Della funzione \func{sem\_wait} esistono due varianti che consentono di
+gestire diversamente le modalità di attesa in caso di risorsa occupata, la
+prima di queste è \funcd{sem\_trywait}, che serve ad effettuare un tentativo
+di acquisizione senza bloccarsi; il suo prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_trywait(sem\_t *sem)}
+
+\fdesc{Tenta di bloccare un semaforo.}
+}
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EAGAIN}] il semaforo non può essere acquisito senza
+ bloccarsi.
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{sem} non indica un semaforo
+ valido.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione è identica a \func{sem\_wait} ed se la risorsa è libera ha lo
+stesso effetto, vale a dire che in caso di semaforo diverso da zero la
+funzione lo decrementa e ritorna immediatamente; la differenza è che nel caso
+in cui il semaforo è occupato essa non si blocca e di nuovo ritorna
+immediatamente, restituendo però un errore di \errval{EAGAIN}, così che il
+programma possa proseguire.
+
+La seconda variante di \func{sem\_wait} è una estensione specifica che può
+essere utilizzata soltanto se viene definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}
+ad un valore di almeno 600 o la macro \macro{\_POSIX\_C\_SOURCE} ad un valore
+uguale o maggiore di \texttt{200112L} prima di includere
+\headfile{semaphore.h}, la funzione è \funcd{sem\_timedwait}, ed il suo
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_timedwait(sem\_t *sem, const struct timespec
+ *abs\_timeout)}
+
+\fdesc{Blocca un semaforo.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{sem} non indica un semaforo
+ valido.
+ \item[\errcode{ETIMEDOUT}] è scaduto il tempo massimo di attesa.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+Anche in questo caso il comportamento della funzione è identico a quello di
+\func{sem\_wait}, ma è possibile impostare un tempo limite per l'attesa
+tramite la struttura \struct{timespec} (vedi
+fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) puntata
+dall'argomento \param{abs\_timeout}, indicato in secondi e nanosecondi a
+partire dalla cosiddetta \textit{Epoch} (00:00:00, 1 January 1970
+UTC). Scaduto il limite la funzione ritorna anche se non è possibile acquisire
+il semaforo fallendo con un errore di \errval{ETIMEDOUT}.
+
+La seconda funzione principale utilizzata per l'uso dei semafori è quella che
+viene usata per rilasciare un semaforo occupato o, in generale, per aumentare
+di una unità il valore dello stesso anche qualora non fosse occupato (si
+ricordi che in generale un semaforo viene usato come indicatore di un numero
+di risorse disponibili). Detta funzione è \funcd{sem\_post} ed il suo
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_post(sem\_t *sem)}
+
+\fdesc{Rilascia un semaforo.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{sem} non indica un semaforo
+ valido.
+ \item[\errcode{EOVERFLOW}] si superato il massimo valore di un semaforo.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione incrementa di uno il valore corrente del semaforo indicato
+dall'argomento \param{sem}, se questo era nullo la relativa risorsa risulterà
+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}).
+
+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:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_getvalue(sem\_t *sem, int *sval)}
+
+\fdesc{Richiede il valore di un semaforo.}
+}
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{sem} non indica un semaforo
+ valido.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione legge il valore del semaforo indicato dall'argomento \param{sem} e
+lo restituisce nella variabile intera puntata dall'argomento
+\param{sval}. Qualora ci siano uno o più processi bloccati in attesa sul
+semaforo lo standard prevede che la funzione possa restituire un valore nullo
+oppure il numero di processi bloccati in una \func{sem\_wait} sul suddetto
+semaforo; nel caso di Linux vale la prima opzione.
+
+Questa funzione può essere utilizzata per avere un suggerimento sullo stato di
+un semaforo, ovviamente non si può prendere il risultato riportato in
+\param{sval} che come indicazione, il valore del semaforo infatti potrebbe
+essere già stato modificato al ritorno della funzione.
+
+% TODO verificare comportamento sem_getvalue
+
+Una volta che non ci sia più la necessità di operare su un semaforo se ne può
+terminare l'uso con la funzione \funcd{sem\_close}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_close(sem\_t *sem)}
+
+\fdesc{Chiude un semaforo.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{sem} non indica un semaforo
+ valido.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione chiude il semaforo indicato dall'argomento \param{sem}, che non
+potrà più essere utilizzato nelle altre funzioni. La chiusura comporta anche
+che tutte le risorse che il sistema poteva avere assegnato al processo
+nell'uso del semaforo vengono immediatamente rilasciate. Questo significa che
+un eventuale altro processo bloccato sul semaforo a causa della acquisizione
+dello stesso da parte del processo che chiama \func{sem\_close} potrà essere
+immediatamente riavviato.
+
+Si tenga presente poi che come avviene per i file, all'uscita di un processo
+anche tutti i semafori che questo aveva aperto vengono automaticamente chiusi.
+Questo comportamento risolve il problema che si aveva con i semafori del
+\textit{SysV IPC} (di cui si è parlato in sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}) per i
+quali le risorse possono restare bloccate. Si tenga infine presente che, a
+differenza di quanto avviene per i file, in caso di una chiamata ad
+\func{execve} tutti i semafori vengono chiusi automaticamente.
+
+Come per i semafori del \textit{SysV-IPC} anche quelli POSIX hanno una
+persistenza di sistema; questo significa che una volta che si è creato un
+semaforo con \func{sem\_open} questo continuerà ad esistere fintanto che il
+kernel resta attivo (vale a dire fino ad un successivo riavvio) a meno che non
+lo si cancelli esplicitamente. Per far questo si può utilizzare la funzione
+\funcd{sem\_unlink}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_unlink(const char *name)}
+
+\fdesc{Rimuove un semaforo.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EACCES}] non si hanno i permessi necessari a cancellare il
+ semaforo.
+ \item[\errcode{ENAMETOOLONG}] il nome indicato è troppo lungo.
+ \item[\errcode{ENOENT}] il semaforo \param{name} non esiste.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione rimuove il semaforo indicato dall'argomento \param{name}, che
+prende un valore identico a quello usato per creare il semaforo stesso con
+\func{sem\_open}. Il semaforo viene rimosso dal filesystem immediatamente; ma
+il semaforo viene effettivamente cancellato dal sistema soltanto quando tutti
+i processi che lo avevano aperto lo chiudono. Si segue cioè la stessa
+semantica usata con \func{unlink} per i file, trattata in dettaglio in
+sez.~\ref{sec:link_symlink_rename}.
+
+Una delle caratteristiche peculiari dei semafori POSIX è che questi possono
+anche essere utilizzati anche in forma anonima, senza necessità di fare
+ricorso ad un nome sul filesystem o ad altri indicativi. In questo caso si
+dovrà porre la variabile che contiene l'indirizzo del semaforo in un tratto di
+memoria che sia accessibile a tutti i processi in gioco. La funzione che
+consente di inizializzare un semaforo anonimo è \funcd{sem\_init}, il cui
+prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_init(sem\_t *sem, int pshared, unsigned int value)}
+\fdesc{Inizializza un semaforo anonimo.}
+}
+
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{value} eccede
+ \const{SEM\_VALUE\_MAX}.
+ \item[\errcode{ENOSYS}] il valore di \param{pshared} non è nullo ed il
+ sistema non supporta i semafori per i processi.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione inizializza un semaforo all'indirizzo puntato dall'argomento
+\param{sem}, e come per \func{sem\_open} consente di impostare un valore
+iniziale con \param{value}. L'argomento \param{pshared} serve ad indicare se
+il semaforo deve essere utilizzato dai \itindex{thread} \textit{thread} di uno
+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 fra più processi (nel qual caso si
+parla di \textit{process-shared semaphore}) la sola scelta possibile per
+renderlo visibile a tutti è di porlo in un tratto di memoria condivisa. Questo
+potrà essere ottenuto direttamente sia con \func{shmget} (vedi
+sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm}) che con \func{shm\_open} (vedi
+sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm}), oppure, nel caso che tutti i processi in gioco
+abbiano un genitore comune, con una mappatura anonima con \func{mmap} (vedi
+sez.~\ref{sec:file_memory_map}) a cui essi poi potranno accedere (si ricordi
+che i tratti di memoria condivisa vengono mantenuti nei processi figli
+attraverso la funzione \func{fork}).
+
+Una volta inizializzato il semaforo anonimo con \func{sem\_init} lo si potrà
+utilizzare nello stesso modo dei semafori normali con \func{sem\_wait} e
+\func{sem\_post}. Si tenga presente però che inizializzare due volte lo stesso
+semaforo può dar luogo ad un comportamento indefinito.
+
+Qualora non si intenda più utilizzare un semaforo anonimo questo può essere
+eliminato dal sistema; per far questo di deve utilizzare una apposita
+funzione, \funcd{sem\_destroy}, il cui prototipo è:
+
+\begin{funcproto}{
+\fhead{semaphore.h}
+\fdecl{int sem\_destroy(sem\_t *sem)}
+\fdesc{Elimina un semaforo anonimo.}
+}
+{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+ caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{sem} non indica un semaforo
+ valido.
+ \end{errlist}
+}
+\end{funcproto}
+
+La funzione prende come unico argomento l'indirizzo di un semaforo che deve
+essere stato inizializzato con \func{sem\_init}; non deve quindi essere
+applicata a semafori creati con \func{sem\_open}. Inoltre si deve essere
+sicuri che il semaforo sia effettivamente inutilizzato, la distruzione di un
+semaforo su cui sono presenti processi (o \itindex{thread} \textit{thread}) in
+attesa (cioè bloccati in una \func{sem\_wait}) provoca un comportamento
+indefinito.
+
+Si tenga presente infine che utilizzare un semaforo che è stato distrutto con
+\func{sem\_destroy} di nuovo può dare esito a comportamenti indefiniti. Nel
+caso ci si trovi in una tale evenienza occorre reinizializzare il semaforo una
+seconda volta con \func{sem\_init}.
+
+Come esempio di uso sia della memoria condivisa che dei semafori POSIX si sono
+scritti due semplici programmi con i quali è possibile rispettivamente
+monitorare il contenuto di un segmento di memoria condivisa e modificarne il
+contenuto.
+
+\begin{figure}[!htbp]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/message_getter.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Sezione principale del codice del programma
+ \file{message\_getter.c}.}
+ \label{fig:ipc_posix_sem_shm_message_server}
+\end{figure}
+
+Il corpo principale del primo dei due, il cui codice completo è nel file
+\file{message\_getter.c} dei sorgenti allegati, è riportato in
+fig.~\ref{fig:ipc_posix_sem_shm_message_server}; si è tralasciata la parte che
+tratta la gestione delle opzioni a riga di comando (che consentono di
+impostare un nome diverso per il semaforo e il segmento di memoria condivisa)
+ed il controllo che al programma venga fornito almeno un argomento, contenente
+la stringa iniziale da inserire nel segmento di memoria condivisa.
+
+Lo scopo del programma è quello di creare un segmento di memoria condivisa su
+cui registrare una stringa, e tenerlo sotto osservazione stampando la stessa
+una volta al secondo. Si utilizzerà un semaforo per proteggere l'accesso in
+lettura alla stringa, in modo che questa non possa essere modificata
+dall'altro programma prima di averla finita di stampare.
+
+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.
+
+Come prima istruzione (\texttt{\small 10}) si è provveduto ad installare un
+gestore di segnale che consentirà di effettuare le operazioni di pulizia
+(usando la funzione \func{Signal} illustrata in
+fig.~\ref{fig:sig_Signal_code}), dopo di che (\texttt{\small 12-16}) si è
+creato il segmento di memoria condivisa con la funzione \func{CreateShm} che
+abbiamo appena trattato in sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm}, uscendo con un
+messaggio in caso di errore.
+
+Si tenga presente che la funzione \func{CreateShm} richiede che il segmento
+non sia già presente e fallirà qualora un'altra istanza, o un altro programma
+abbia già allocato un segmento con quello stesso nome. Per semplicità di
+gestione si è usata una dimensione fissa pari a 256 byte, definita tramite la
+costante \texttt{MSGMAXSIZE}.
+
+Il passo successivo (\texttt{\small 17-21}) è quello della creazione del
+semaforo che regola l'accesso al segmento di memoria condivisa con
+\func{sem\_open}; anche in questo caso si gestisce l'uscita con stampa di un
+messaggio in caso di errore. Anche per il semaforo, avendo specificato la
+combinazione di flag \code{O\_CREAT|O\_EXCL} come secondo argomento, si esce
+qualora fosse già esistente; altrimenti esso verrà creato con gli opportuni
+permessi specificati dal terzo argomento, (indicante lettura e scrittura in
+notazione ottale). Infine il semaforo verrà inizializzato ad un valore nullo
+(il quarto argomento), corrispondete allo stato in cui risulta bloccato.
+
+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.
+
+Una volta completate le inizializzazioni il ciclo principale del programma
+(\texttt{\small 29-47}) viene ripetuto indefinitamente (\texttt{\small 29})
+per stampare sia il contenuto del messaggio che una serie di informazioni di
+controllo. Il primo passo (\texttt{\small 30-34}) è quello di acquisire (con
+\func{sem\_getvalue}, con uscita in caso di errore) e stampare il valore del
+semaforo ad inizio del ciclo; seguito (\texttt{\small 35-36}) dal tempo
+corrente.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/HandSigInt.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Codice del gestore di segnale del programma
+ \file{message\_getter.c}.}
+ \label{fig:ipc_posix_sem_shm_message_server_handler}
+\end{figure}
+
+Prima della stampa del messaggio invece si deve acquisire il semaforo
+(\texttt{\small 30-33}) per evitare accessi concorrenti alla stringa da parte
+del programma di modifica. Una volta eseguita la stampa (\texttt{\small 41})
+il semaforo dovrà essere rilasciato (\texttt{\small 42-45}). Il passo finale
+(\texttt{\small 46}) è attendere per un secondo prima di eseguire da capo il
+ciclo.
+
+Per uscire in maniera corretta dal programma sarà necessario fermarlo con una
+interruzione da tastiera (\texttt{C-c}), che corrisponde all'invio del segnale
+\signal{SIGINT}, per il quale si è installato (\texttt{\small 10}) una
+opportuna funzione di gestione, riportata in
+fig.~\ref{fig:ipc_posix_sem_shm_message_server_handler}. La funzione è molto
+semplice e richiama le funzioni di rimozione sia per il segmento di memoria
+condivisa che per il semaforo, garantendo così che possa essere riaperto
+ex-novo senza errori in un futuro riutilizzo del comando.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
+ \includecodesample{listati/message_setter.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Sezione principale del codice del programma
+ \file{message\_setter.c}.}
+ \label{fig:ipc_posix_sem_shm_message_setter}
+\end{figure}
+
+Il secondo programma di esempio è \file{message\_setter.c}, di cui si è
+riportato il corpo principale in
+fig.~\ref{fig:ipc_posix_sem_shm_message_setter},\footnote{al solito il codice
+ completo è nel file dei sorgenti allegati.} dove si è tralasciata, non
+essendo significativa per quanto si sta trattando, la parte relativa alla
+gestione delle opzioni a riga di comando e degli argomenti, che sono identici
+a quelli usati da \file{message\_getter}, con l'unica aggiunta di un'opzione
+``\texttt{-t}'' che consente di indicare un tempo di attesa (in secondi) in
+cui il programma si ferma tenendo bloccato il semaforo.
+
+Una volta completata la gestione delle opzioni e degli argomenti (ne deve
+essere presente uno solo, contenente la nuova stringa da usare come
+messaggio), il programma procede (\texttt{\small 10-14}) con l'acquisizione
+del segmento di memoria condivisa usando la funzione \func{FindShm} (trattata
+in sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm}) che stavolta deve già esistere. Il passo
+successivo (\texttt{\small 16-19}) è quello di aprire il semaforo, e a
+differenza di \file{message\_getter}, in questo caso si richiede a
+\func{sem\_open} che questo esista, passando uno zero come secondo ed unico
+argomento.
+
+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}.
+
+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
+ 27}) viene eseguita la stessa, senza rilasciare il semaforo che resterà
+quindi bloccato (causando a questo punto una interruzione delle stampe
+eseguite da \file{message\_getter}). Terminato il tempo di attesa si rilascerà
+(\texttt{\small 29-32}) il semaforo per poi uscire.
+
+Per verificare il funzionamento dei programmi occorrerà lanciare per primo
+\file{message\_getter}\footnote{lanciare per primo \file{message\_setter} darà
+ luogo ad un errore, non essendo stati creati il semaforo ed il segmento di
+ memoria condivisa.} che inizierà a stampare una volta al secondo il
+contenuto del messaggio ed i suoi dati, con qualcosa del tipo:
+\begin{Console}
+piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./message_getter messaggio}
+sem=1, Fri Dec 31 14:12:41 2010
+message: messaggio
+sem=1, Fri Dec 31 14:12:42 2010
+message: messaggio
+...
+\end{Console}
+%$
+proseguendo indefinitamente fintanto che non si prema \texttt{C-c} per farlo
+uscire. Si noti come il valore del semaforo risulti sempre pari ad 1 (in
+quanto al momento esso sarà sempre libero).
+
+A questo punto si potrà lanciare \file{message\_setter} per cambiare il
+messaggio, nel nostro caso per rendere evidente il funzionamento del blocco
+richiederemo anche una attesa di 3 secondi, ed otterremo qualcosa del tipo:
+\begin{Console}
+piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./message_setter -t 3 ciao}
+Sleeping for 3 seconds
+\end{Console}
+%$
+dove il programma si fermerà per 3 secondi prima di rilasciare il semaforo e
+terminare.
+
+L'effetto di questo programma si potrà però apprezzare meglio nell'uscita di
+\file{message\_getter}, che verrà interrotta per questo stesso tempo, prima di
+ricominciare con il nuovo testo:
+\begin{Console}
+...
+sem=1, Fri Dec 31 14:16:27 2010
+message: messaggio
+sem=1, Fri Dec 31 14:16:28 2010
+message: messaggio
+sem=0, Fri Dec 31 14:16:29 2010
+message: ciao
+sem=1, Fri Dec 31 14:16:32 2010
+message: ciao
+sem=1, Fri Dec 31 14:16:33 2010
+message: ciao
+...
+\end{Console}
+%$
-Lo standard POSIX.1b ha introdotto dei nuovi meccanismi di comunicazione,
-rifacendosi a quelli di System V, introducendo una nuova interfaccia che
-evitasse i principali problemi evidenziati in coda a
-\secref{sec:ipc_sysv_generic}.
+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
+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
+fig.~\ref{fig:ipc_posix_sem_shm_message_setter}), e riprenderanno con il nuovo
+testo alla terminazione di quest'ultimo.
+% LocalWords: like fifo System POSIX RPC Calls Common Object Request Brocker
+% LocalWords: Architecture descriptor kernel unistd int filedes errno EMFILE
+% LocalWords: ENFILE EFAULT BUF sez fig fork Stevens siblings EOF read SIGPIPE
+% LocalWords: EPIPE shell CGI Gateway Interface HTML JPEG URL mime type gs dup
+% LocalWords: barcode PostScript race condition stream BarCodePage WriteMess
+% LocalWords: size PS switch wait popen pclose stdio const char command NULL
+% LocalWords: EINVAL cap fully buffered Ghostscript l'Encapsulated epstopsf of
+% LocalWords: PDF EPS lseek ESPIPE PPM Portable PixMap format pnmcrop PNG pnm
+% LocalWords: pnmmargin png BarCode inode filesystem l'inode mknod mkfifo RDWR
+% LocalWords: ENXIO deadlock client reinviate fortunes fortunefilename daemon
+% LocalWords: FortuneServer FortuneParse FortuneClient pid libgapil LD librt
+% LocalWords: PATH linker pathname ps tmp killall fortuned crash socket domain
+% LocalWords: socketpair BSD sys protocol sv EAFNOSUPPORT EPROTONOSUPPORT AF
+% LocalWords: EOPNOTSUPP SOCK Process Comunication ipc perm key exec pipefd SZ
+% LocalWords: header ftok proj stat libc SunOS glibc XPG dell'inode number uid
+% LocalWords: cuid cgid gid tab MSG shift group umask seq MSGMNI SEMMNI SHMMNI
+% LocalWords: shmmni msgmni sem sysctl IPCMNI IPCTestId msgget EACCES EEXIST
+% LocalWords: CREAT EXCL EIDRM ENOENT ENOSPC ENOMEM novo proc MSGMAX msgmax ds
+% LocalWords: MSGMNB msgmnb linked list msqid msgid linux msg qnum lspid lrpid
+% LocalWords: rtime ctime qbytes first last cbytes msgctl semctl shmctl ioctl
+% LocalWords: cmd struct buf EPERM RMID msgsnd msgbuf msgp msgsz msgflg EAGAIN
+% LocalWords: NOWAIT EINTR mtype mtext long message sizeof LENGTH ts sleep BIG
+% LocalWords: msgrcv ssize msgtyp NOERROR EXCEPT ENOMSG multiplexing select ls
+% LocalWords: poll polling queue MQFortuneServer write init HandSIGTERM l'IPC
+% LocalWords: MQFortuneClient mqfortuned mutex risorse' inter semaphore semget
+% LocalWords: nsems SEMMNS SEMMSL semid otime semval sempid semncnt semzcnt nr
+% LocalWords: SEMVMX SEMOPM semop SEMMNU SEMUME SEMAEM semnum union semun arg
+% LocalWords: ERANGE SETALL SETVAL GETALL array GETNCNT GETPID GETVAL GETZCNT
+% LocalWords: sembuf sops unsigned nsops UNDO flg nsop num undo pending semadj
+% LocalWords: sleeper scheduler running next semundo MutexCreate semunion lock
+% LocalWords: MutexFind wrapper MutexRead MutexLock MutexUnlock unlock locking
+% LocalWords: MutexRemove shmget SHMALL SHMMAX SHMMIN shmid shm segsz atime FD
+% LocalWords: dtime lpid cpid nattac shmall shmmax SHMLBA SHMSEG EOVERFLOW brk
+% LocalWords: memory shmat shmdt void shmaddr shmflg SVID RND RDONLY rounded
+% LocalWords: SIGSEGV nattch exit SharedMem ShmCreate memset fill ShmFind home
+% LocalWords: ShmRemove DirMonitor DirProp chdir GaPiL shmptr ipcs NFS SETPIPE
+% LocalWords: ComputeValues ReadMonitor touch SIGTERM dirmonitor unlink fcntl
+% LocalWords: LockFile UnlockFile CreateMutex FindMutex LockMutex SETLKW GETLK
+% LocalWords: UnlockMutex RemoveMutex ReadMutex UNLCK WRLCK RDLCK mapping MAP
+% LocalWords: SHARED ANONYMOUS thread patch names strace system call userid Di
+% LocalWords: groupid Michal Wronski Krzysztof Benedyczak wrona posix mqueue
+% LocalWords: lmqueue gcc mount mqd name oflag attr maxmsg msgsize receive ptr
+% LocalWords: send WRONLY NONBLOCK close mqdes EBADF getattr setattr mqstat to
+% LocalWords: omqstat curmsgs flags timedsend len prio timespec abs EMSGSIZE
+% LocalWords: ETIMEDOUT timedreceive getaddr notify sigevent notification l'I
+% LocalWords: EBUSY sigev SIGNAL signo value sigval siginfo all'userid MESGQ
+% LocalWords: Konstantin Knizhnik futex tmpfs ramfs cache shared swap CONFIG
+% LocalWords: lrt blocks PAGECACHE TRUNC CLOEXEC mmap ftruncate munmap FindShm
+% LocalWords: CreateShm RemoveShm LIBRARY Library libmqueue FAILED has fclose
+% LocalWords: ENAMETOOLONG qualchenome RESTART trywait XOPEN SOURCE timedwait
+% LocalWords: process getvalue sval execve pshared ENOSYS heap PAGE destroy it
+% LocalWords: xffffffff Arrays owner perms Queues used bytes messages device
+% LocalWords: Cannot find such Segments getter Signal MSGMAXSIZE been stable
+% LocalWords: for now it's break Berlin sources Let's an accidental feature fs
+% LocalWords: Larry Wall Escape the Hell William ipctestid Identifier segment
+% LocalWords: violation dell'I SIGINT setter Fri Dec Sleeping seconds ECHILD
+% LocalWords: SysV capability short RESOURCE INFO UNDEFINED EFBIG semtimedop
+% LocalWords: scan HUGETLB huge page NORESERVE copy RLIMIT MEMLOCK REMAP UTC
+% LocalWords: readmon Hierarchy defaults queues MSGQUEUE effective fstat
+% LocalWords: fchown fchmod Epoch January
%%% Local Variables:
projects / gapil.git / blobdiff