Читать онлайн «UNIX: взаимодействие процессов». Страница 10

ГЛАВА 3

System V IPC

Из имеющихся типов IPC следующие три могут быть отнесены к System V IPC, то есть к методам взаимодействия процессов, соответствующим стандарту System V:

■ очереди сообщений System V (глава 6);

■ семафоры System V (глава 11);

■ общая память System V (глава 14).

Термин «System V IPC» говорит о происхождении этих средств: впервые они появились в Unix System V. У них много общего: схожи функции, с помощью которых организуется доступ к объектам; также схожи формы хранения информации в ядре. В этой главе описываются общие для трех типов IPC черты.

Информация о функциях сведена в табл. 3.1.

Таблица 3.1. Функции System V IPC

Очереди сообщений Семафоры Общая память Заголовочный файл <sys/msg.h> <sys/sem.h> <sys/shm.h> Создание или открытие msgget semget shmget Операции управления msgctl semctl shmctl Операции IPC msgsnd msgrcv semop shmat shmdt

ПРИМЕЧАНИЕ

Информация об истории разработки и развития функций System V IPC не слишком легко доступна. [16] предоставляет следующую информацию: очереди сообщений, семафоры и разделяемая память этого типа были разработаны в конце 70-х в одном из филиалов Bell Laboratories в городе Колумбус, штат Огайо, для одной из версий Unix, предназначенной для внутреннего использования. Версия эта называлась Columbus Unix, или CB Unix. Она использовалась в так называемых системах поддержки операций — системах обработки транзакций — для автоматизации управления и ведения записей в телефонной компании. System V IPC были добавлены в коммерческую версию Unix System V. приблизительно в 1983 году.

В табл. 1.2 было отмечено, что в именах трех типов System V IPC использовались значения key_t. Заголовочный файл <sys/types.h> определяет тип key_t как целое (по меньшей мере 32-разрядное). Значения переменным этого типа обычно присваиваются функцией ftok.

Функция ftok преобразовывает существующее полное имя и целочисленный идентификатор в значение типа key_t (называемое ключом IPC — IPC key):

#include <sys/ipc.h>

key_t ftok(const char *pathname, int id);

//Возвращает ключ IPC либо –1 при возникновении ошибки

На самом деле функция использует полное имя файла и младшие 8 бит идентификатора для формирования целочисленного ключа IPC.

Эта функция действует в предположении, что для конкретного приложения, использующего IPC, клиент и сервер используют одно и то же полное имя объекта IPC, имеющее какое-то значение в контексте приложения. Это может быть имя демона сервера или имя файла данных, используемого сервером, или имя еще какого-нибудь объекта файловой системы. Если клиенту и серверу для связи требуется только один канал IPC, идентификатору можно присвоить, например, значение 1. Если требуется несколько каналов IPC (например, один от сервера к клиенту и один в обратную сторону), идентификаторы должны иметь разные значения: например, 1 и 2. После того как клиент и сервер договорятся о полном имени и идентификаторе, они оба вызывают функцию ftok для получения одинакового ключа IPC.

Большинство реализаций ftok вызывают функцию stat, а затем объединяют:

■ информацию о файловой системе, к которой относится полное имя pathname (поле st_dev структуры stat);

■ номер узла (i-node) в файловой системе (поле st_ino структуры stat);

■ младшие 8 бит идентификатора (который не должен равняться нулю).

Из комбинации этих трех значений обычно получается 32-разрядный ключ. Нет никакой гарантии того, что для двух различных путей с одним и тем же идентификатором получатся разные ключи, поскольку количество бит информации в трех перечисленных элементах (идентификатор файловой системы, номер узла, идентификатор IPC) может превышать число бит в целом (см. упражнение 3.5).

ПРИМЕЧАНИЕ

Номер узла всегда отличен от нуля, поэтому большинство реализаций определяют константу IPC_PRIVATE (раздел 3.4) равной нулю.

Если указанное полное имя не существует или недоступно вызывающему процессу, ftok возвращает значение –1. Помните, что файл, имя которого используется для вычисления ключа, не должен быть одним из тех, которые создаются и удаляются сервером в процессе работы, поскольку каждый раз при создании заново эти файлы получают, вообще говоря, другой номер узла, а это может изменить ключ, возвращаемый функцией ftok при очередном вызове.

Программа в листинге 3.1 принимает полное имя в качестве аргумента командной строки, вызывает функции stat и ftok, затем выводит значения полей st_dev и st_ino структуры stat и получающийся ключ IPC. Эти три значения выводятся в шестнадцатеричном формате, поэтому легко видеть, как именно ключ IPC формируется из этих двух значений и идентификатора 0x57.

Листинг 3.1[1]. Получение и вывод информации о файле и созданного ключа IPC

//svipc/ftok.c

1  #include "unpipc.h"

2  int

3  main(int argc, char **argv)

4  {

5   struct stat stat;

6   if (argc != 2)

7    err_quit("usage: ftok <pathname>");

8   Stat(argv[1], &stat);

9   printf("st_dev: &lx, st_ino: %Ix, key: %x\n",

10   (u_long) stat.st_dev, (u_long) stat.st_ino,

11   Ftok(argv[1], 0x57));

12  exit(0);

13 }

Выполнение этой программы в системе Solaris 2.6 приведет к следующим результатам:

solaris %ftok /etc/system

st_dev: 800018, st_ino: 4a1b, key: 57018a1b

solaris %ftok /usr/tmp

st_dev: 800015, st_ino: 10b78, key: 57015b78

solaris %ftok /home/rstevens/Mail.out

st_dev: 80001f, st_ino: 3b03, key: 5702fb03

Очевидно, идентификатор определяет старшие 8 бит ключа; младшие 12 бит st_dev определяют следующие 12 бит ключа, и наконец, младшие 12 бит st_ino определяют младшие 12 бит ключа.

Цель этого примера не в том, чтобы впоследствии рассчитывать на такой способ формирования ключа из перечисленной информации, а в том, чтобы проиллюстрировать алгоритм комбинации полного имени и идентификатора конкретной реализацией. В других реализациях алгоритм может быть другим.

ПРИМЕЧАНИЕ

В FreeBSD используются младшие 8 бит идентификатора, младшие 8 бит st_dev и младшие 16 бит st_ino.

Учтите, что отображение, производимое функцией ftok, — одностороннее, поскольку часть бит st_dev и st_ino не используются. По данному ключу нельзя определить полное имя файла, заданное для вычислений.

Для каждого объекта IPC, как для обычного файла, в ядре хранится набор информации, объединенной в структуру.

struct ipc_perm {

 uid_t uid; /*идентификатор пользователя владельца*/

 gid_t gid; /*идентификатор группы владельца */

 uid_t cuid; /*идентификатор пользователя создателя*/

 gid_t cgid; /*идентификатор группы создателя*/

 mode_t mode; /*разрешения чтения-записи*/

 ulong_t seq; /*последовательный номер канала*/

 key_t key; /* ключ IPC */

}

Эта структура вместе с другими переименованными константами для функций System V IPC определена в файле <sys/ipc.h>. В этой главе мы расскажем о полях структуры ipc_perm более подробно.

Три функции getXXX, используемые для создания или открытия объектов IPC (табл. 3.1), принимают ключ IPC (типа key_t) в качестве одного из аргументов и возвращают целочисленный идентификатор. Этот идентификатор отличается от того, который передавался функции ftok, как мы вскоре увидим. У приложения есть две возможности задания ключа (первого аргумента функций getXXX):

1. Вызвать ftok, передать ей полное имя и идентификатор.

2. Указать в качестве ключа константу IPCPRIVATE, гарантирующую создание нового уникального объекта IPC.

Последовательность действий иллюстрирует рис. 3.1. 

Рис. 3.1. Вычисление идентификаторов IPC по ключам

Все три функции getXXX (табл. 3.1) принимают в качестве второго аргумента набор флагов oflag, задающий биты разрешений чтения-записи (поле mode структуры ipc_perm) для объекта IPC и определяющий, создается ли новый объект IPC или производится обращение к уже существующему. Для этого имеются следующие правила.