Храмцов П.Б. Открытые системы
Подождите немного. Документ загружается.
151
меньший, чем arg) и ассоциировать его с тем же описанием открытого
файла, что и fildes.
F_GETFL
Вернуть флаги статуса и режим доступа к файлу (см. выше
описание функции open()). Для выделения режима доступа из
возвращаемого значения предоставляется маска O_ACCMODE.
F_SETFL
Установить флаги статуса файла в соответствии со значением
третьего аргумента arg.
Приведем пример использования описанных команд функции
fcntl(). Перенаправить стандартный вывод в файл, а затем стандартный
протокол на стандартный вывод позволяет программа, показанная в
листинге 5.24 (читателю рекомендуется сопоставить ее с программой
перенаправления стандартного вывода с помощью функции freopen(),
см. выше листинг 5.5). Кроме того, в ней демонстрируется изменение
набора флагов статуса файла, ассоциированного с дескриптором.
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/stat.h>
#include <assert.h>
#define LOGFILE "my_logfile"
int main (void) {
int fd;
int flags;
assert ((fd = open (LOGFILE, O_WRONLY | O_CREAT
| O_APPEND, S_IRWXU)) > 2);
printf ("До перенаправления стандартного вывода
в файл " LOGFILE "\n");
close (1);
assert (fcntl (fd, F_DUPFD, 1) == 1);
close (fd);
printf ("После перенаправления стандартного
вывода в файл " LOGFILE "\n");
/* Добавим флаг обеспечения целостности файла */
/* при записи */
assert ((flags = fcntl (1, F_GETFL, 0)) != -1);
assert (fcntl (1, F_SETFL, flags | O_SYNC) != -1);
fprintf (stderr, "До перенаправления стандартного
протокола на стандартный вывод\n");
close (2);
assert (fcntl (1, F_DUPFD, 2) == 2);
fprintf (stderr, "После перенаправления
стандартного протокола на стандартный вывод\n");
152
close (1);
close (2);
return (0);
}
Листинг 5.24. Пример перенаправления стандартного вывода
в файл, а стандартного протокола – на стандартный вывод.
Команды F_GETFD и F_SETFD функции fcntl() предназначены,
соответственно, для опроса и изменения флагов, ассоциированных с
заданным файловым дескриптором (а не с файлом). В стандарте
упомянут один такой флаг – FD_CLOEXEC, предписывающий
закрывать дескриптор при смене программы процесса.
Особый класс управляющих операций с файлами, имеющих свою
систему понятий, составляют блокировки, хотя и они оформляются как
команды функции fcntl().
Назначение механизма блокировок – дать возможность процессам
(потокам управления), одновременно обрабатывающим одни и те же
данные, синхронизировать свою работу. В стандарте POSIX-2001
представлены только так называемые рекомендательные блокировки,
которые взаимодействуют исключительно с другими блокировками и не
препятствуют операциям ввода/вывода. Это значит, что для достижения
синхронизации процессы должны окружать операции ввода/вывода
разделяемых данных операциями установки и снятия соответствующей
блокировки.
Блокировка связывается с сегментом (произвольным
последовательным участком) файла. Различают блокировку на запись и
на чтение. Блокировка на запись носит монопольный характер. Когда
сегмент блокирован на запись, никакие другие процессы не имеют
возможности заблокировать на чтение или запись этот же или
пересекающийся с ним сегмент.
Блокировка на чтение используется для того, чтобы ограничить
доступ к сегментам: если сегмент заблокирован на чтение, то другие
процессы также могут заблокировать на чтение весь сегмент или его
часть, однако никакие сегменты, заблокированные на запись, с ним не
пересекаются.
Для установки блокировки на чтение требуется, чтобы файл был
открыт как минимум на чтение. Соответственно, для блокировки на
запись необходим доступ на запись.
Блокировка сегмента описывается структурой flock, которая,
согласно стандарту, должна содержать по крайней мере следующие
поля:
short l_type /* Тип блокировки: */
/* F_RDLCK (на чтение) */
/* F_WRLCK (на запись), */
/* F_UNLCK (снятие блокировки) */
short l_whence/* Точка отсчета для смещения */
153
/* l_start: SEEK_SET, SEEK_CUR */
/* или SEEK_END */
off_t l_start /* Смещение в байтах начала */
/* блокируемого сегмента */
/* относительно точки отсчета */
off_t l_len /* Размер блокируемого сегмента. */
/* 0 означает блокировку до конца файла. */
pid_t l_pid /* Идентификатор процесса,*/
/* установившего блокировку; */
/* (возвращается по команде F_GETLK, */
/* см. далее) */
Отметим, что блокируемый сегмент может выходить за конец, но
не за начало файла. Длину сегмента разрешается задавать
отрицательным числом, если тип off_t допускает такую возможность; в
таком случае смещение начала блокируемого сегмента относительно
точки отсчета равно l_start+l_len, а смещение конца – l_start-1.
Приведем несколько примером заполнения структуры flock (см.
листинг 5.25).
#include <fcntl.h>
struct flock lck;
. . .
lck.l_type = F_RDLCK;
/* Блокировка на чтение */
/* всего файла */
lck.l_whence = SEEK_SET;
lck.l_start = 0;
lck.l_len = 0;
Листинг 5.25. Примеры заполнения структуры flock.
Установка блокировки осуществляется управляющими командами
F_SETLK и F_SETLKW функции fcntl() (см. листинг 5.26).
if (fcntl (fd, F_SETLK, &lck) != -1) ...
if (fcntl (fd, F_SETLKW, &lck) != -1) ...
Листинг 5.26. Примеры вызова функции 2 для установки
блокировок.
Если блокировка не может быть установлена, выполнение
команды F_SETLK немедленно завершается, и возвращается -1.
Команда F_SETLKW отличается только тем, что в аналогичной
ситуации процесс переходит в состояние ожидания до тех пор, пока
нужный сегмент файла не будет разблокирован.
Для снятия блокировки можно воспользоваться командами
F_SETLK или F_SETLKW. Для этого значение поля l_type должно быть
установлено равным F_UNLCK.
Получить характеристики блокировки, мешающей установить
новую, позволяет управляющая команда F_GETLK (новая блокировка
задается структурой, на которую при обращении к fcntl() указывает
154
третий аргумент arg). Если запрашиваемую блокировку установить
нельзя, информация о первой помещается в ту же структуру; в
частности, будет задано значение поля l_pid – оно идентифицирует
процесс, установивший блокировку. (Естественно, значение поля
l_whence будет установлено равным SEEK_SET.) Если нет помех для
создания нужной блокировки, полю l_type присваивается значение
F_UNLCK, а остальные поля в структуре не изменяются.
При закрытии файлового дескриптора все блокировки,
установленные в файле текущим процессом, снимаются.
Приведем пример двух программ, первая из которых (назовем ее
set_locks) устанавливает блокировки нескольких сегментов файла и
засыпает на некоторое время (см. листинг 5.27), а вторая (test_locks, см.
листинг 5.28), выполняющаяся, разумеется, параллельно, в рамках
другого процесса, получает и выводит информацию о заблокированных
сегментах того же файла (см. листинг 5.29).
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/stat.h>
#include <assert.h>
#define LOCKFILE "my_lockfile"
/* Программа устанавливает несколько блокировок */
/* на файл LOCKFILE */
int main (void) {
int fd;
struct flock lck;
assert ((fd = open (LOCKFILE, O_RDWR | O_CREAT |
O_TRUNC, S_IRWXU)) != -1);
/* Установим блокировку на запись на весь файл */
lck.l_type = F_WRLCK;
lck.l_whence = SEEK_SET;
lck.l_start = (off_t) 0;
lck.l_len = (off_t) 0;
if (fcntl (fd, F_SETLK, &lck) == -1) {
perror ("FCNTL-F_SETLK-1");
close (fd);
return (-1);
}
/* Сделаем размер файла ненулевым */
if (lseek (fd, (off_t) 1024, SEEK_SET) == -1) {
perror ("LSEEK");
close (fd);
return (-1);
155
}
if (write (fd, &lck, sizeof (lck)) != sizeof (lck)) {
perror ("WRITE");
close (fd);
return (-1);
}
/* Снимем блокировку в середине файла */
lck.l_type = F_UNLCK;
lck.l_whence = SEEK_SET;
lck.l_start = (off_t) 512;
lck.l_len = (off_t) sizeof (lck);
if (fcntl (fd, F_SETLK, &lck) == -1) {
perror ("FCNTL-F_SETLK-2");
close (fd);
return (-1);
}
/* Установим блокировку на чтение в конце файла */
lck.l_type = F_RDLCK;
lck.l_whence = SEEK_END;
lck.l_start = (off_t) -sizeof (lck);
lck.l_len = (off_t) sizeof (lck);
if (fcntl (fd, F_SETLK, &lck) == -1) {
perror ("FCNTL-F_SETLK-2");
close (fd);
return (-1);
}
sleep (10);
return (close (fd));
}
Листинг 5.27. Пример программы set_locks, устанавливающей
блокировки файла.
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <assert.h>
#define LOCKFILE "my_lockfile"
/* Программа выявляет блокировки, установленные */
/* на файл LOCKFILE */
int main (void) {
int fd;
struct flock lck;
assert ((fd = open (LOCKFILE, O_WRONLY)) != -1);
(void) printf ("ид-р проц. тип начало длина\n");
156
/* Начнем с попытки установить блокировку на */
/* весь файл */
lck.l_whence = SEEK_SET;
lck.l_start = 0;
lck.l_len = 0;
do {
lck.l_type = F_WRLCK;
(void) fcntl (fd, F_GETLK, &lck);
if (lck.l_type != F_UNLCK) {
(void) printf ("%9d %3c %7ld %5ld\n",
lck.l_pid,
(lck.l_type == F_WRLCK) ? 'W' : 'R',
lck.l_start, lck.l_len);
/* Если эта блокировка покрывает остаток файла, */
/* нет нужды выявлять другие блокировки */
if (lck.l_len == 0) break;
/* Иначе поищем новую блокировку после найденной */
lck.l_start += lck.l_len;
}
while (lck.l_type != F_UNLCK);
return (close (fd));
}
Листинг 5.28. Пример программы test_locks, выявляющей
блокировки файла.
ид-р проц. тип начало длина
31174 W 0 512
31174 W 528 496
31174 R 1024 16
31174 W 1040 0
Листинг 5.29. Возможный результат выполнения командной
строки set_locks & test_locks.
Отметим, что блокировка на чтение расщепила блокировку на
запись, первоначально покрывавшую весь файл.
Читателю предлагается выполнить командную строку set_locks &
set_locks и объяснить полученный результат.
Функции setbuf(), setvbuf() и fflush() выполняют управляющие
операции с буферами потоков (см. листинг 5.30).
#include <stdio.h>
void setbuf (FILE *restrict stream,
char *restrict buf);
#include <stdio.h>
int setvbuf (FILE *restrict stream,
char *restrict buf, int type, size_t size);
#include <stdio.h>
int fflush (FILE *stream);
157
Листинг 5.30. Описание функций setbuf(), setvbuf() и fflush().
Функция setvbuf(), которую можно использовать после открытия
файла, но до первой операции ввода/вывода, устанавливает режим
буферизации в соответствии со значением своего третьего аргумента,
type:
_IOFBF– полная буферизация;
_IOLBF– построчная буферизация;
_IONBF– отсутствие буферизации.
Функция setvbuf() сама резервирует буфера заданного размера, но
если аргумент buf не является пустым указателем, может использоваться
и пользовательский буфер. В случае нормального завершения функция
возвращает 0.
Функцию setbuf() можно считать частным случаем setvbuf(). С
точностью до возвращаемого значения вызов setbuf (stream, NULL)
эквивалентен setvbuf (stream, NULL, _IONBF, BUFSIZ) (отмена
буферизации); если же значение buf не равно NULL, вызов setbuf
(stream, buf) сводится к setvbuf (stream, buf, _IOFBF, BUFSIZ) (полная
буферизация).
Функцию setbuf() чаще всего применяют для отмены буферизации
стандартного вывода и/или стандартного протокола, выполняя вызовы
setbuf (stdout, NULL) и/или setbuf (stderr, NULL).
Использование функций setbuf() и setvbuf() требует известной
аккуратности. Типичная ошибка – указание в качестве аргумента buf
автоматического массива, определенного внутри блока, и продолжение
работы с потоком после выхода из этого блока.
Функция fflush() выталкивает буфера, помещая в файл
предназначенные для записи, но еще не записанные данные. Если в
качестве аргумента stream задан пустой указатель, выталкиваются все
буфера всех потоков.
Вызов fflush() – необходимый элемент завершения транзакций, но
он полезен и применительно к стандартному выводу (протоколу), если
нужно выдать приглашение для пользовательского ввода на экран, а не в
буфер (см. листинг 5.31).
char name [LINE_MAX];
(void) printf ("Введите Ваше имя: ");
(void) fflush (stdout); (void) fgets (name,
sizeof (name), stdin);
Листинг 5.31. Пример использования функции fflush().
Процессы. Основные понятия
Напомним данное в стандарте POSIX-2001 определение процесса.
Процесс – это адресное пространство вместе с выполняемыми в нем
потоками управления, а также системными ресурсами, которые этим
потокам требуются.
158
Каждый процесс обладает целым рядом атрибутов. Важнейшим
среди них является идентификатор процесса – положительное целое
число, однозначно идентифицирующее процесс в течение времени его
жизни.
Процессы могут создаваться и завершаться. Время жизни процесса
– это период от его создания до возврата идентификатора операционной
системе.
После того как процесс создан с помощью функции fork(), он
считается активным. До завершения процесса в его рамках существуют
по крайней мере один поток управления и адресное пространство.
Процесс может перейти в неактивное состояние, и тогда
некоторые из его ресурсов (но не идентификатор) могут быть
возвращены системе. Когда по отношению к неактивному процессу
выполняют функцию семейства wait(), системе возвращаются остальные
ресурсы. Последний из них – идентификатор процесса, и на этом время
жизни процесса заканчивается.
Завершение процесса может быть нормальным или аварийным.
Нормальное завершение происходит, в частности, при возврате из
функции main().
Зомби-процесс – завершившийся процесс, подлежащий
ликвидации после того, как код его завершения будет передан
ожидающему этого другому процессу.
Процесс, создавший данный, называется родительским, в течение
времени жизни которого существует идентификатор родительского
процесса. По завершении времени жизни указанного процесса
родительским становится определяемый реализацией системный
процесс.
Группа – совокупность процессов, допускающая согласованную
доставку сигналов. У каждой группы имеется уникальный
положительный целочисленный идентификатор, представляющий ее в
течение времени ее жизни. В такой роли выступает идентификатор
процесса, именуемого лидером группы.
Временем жизни группы процессов называют период от создания
группы до момента, когда ее покидает последний процесс (по причине
завершения или смены группы).
Задание – это набор процессов, составляющих конвейер, а также
порожденных ими процессов, входящих в одну группу.
Под управлением заданиями подразумеваются предоставленные
пользователям средства выборочно (при)останавливать и затем
продолжать (возобновлять) выполнение процессов. На отдельные
задания ссылаются с помощью идентификаторов.
Сеансом называется множество групп процессов, сформированное
для целей управления заданиями. Каждая группа принадлежит
некоторому сеансу; считается, что все процессы группы принадлежит
тому же сеансу. Вновь созданный процесс присоединяется к сеансу
159
своего создателя; в дальнейшем принадлежность сеансу может быть
изменена.
Время жизни сеанса представляет собой период от создания сеанса
до истечения времени жизни всех групп процессов, принадлежавших
сеансу.
Лидер сеанса – процесс, создавший данный сеанс.
Управляющим терминалом называется терминал,
ассоциированный с сеансом. У сеанса может быть не более одного
управляющего терминала, а тот, в свою очередь, ассоциируется ровно с
одним сеансом. Некоторые последовательности символов, вводимые с
управляющего терминала, вызывают посылку сигналов всем процессам
группы, ассоциированной с данным управляющим терминалом.
Управляющий процесс – это лидер сеанса, установивший
соединение с управляющим терминалом. Если в дальнейшем терминал
перестанет быть управляющим для сеанса, лидер сеанса утратит статус
управляющего процесса.
Задания, группы процессов и процессы подразделяются на
приоритетные (переднего плана) и фоновые. Процессы переднего плана,
в отличие от фоновых, имеют некоторые привилегии при доступе к
управляющему терминалу. В сеансе, установившем соединение с
управляющим терминалом, может быть не более одной группы
процессов, приоритетной по отношению к данному управляющему
терминалу.
С каждым процессом ассоциируется идентификатор создавшего
его пользователя. Этот атрибут называется реальным идентификатором
пользователя процесса.
В момент создания процесса пользователь входил в некоторую
группу, идентификатор которой называется реальным идентификатором
группы процесса.
Для определения прав процесса (в том числе прав доступа к
файлам) применяются действующие идентификаторы пользователя и
группы , которые в общем случае могут отличаться от реальных.
Поведение процесса определяется исполняемой в его рамках
программой – последовательностью инструкций для решения
определенной задачи. Программы хранятся в файлах. В режим файлов
входят биты переустановки действующих идентификаторов
пользователя (ПДИП) и группы (ПДИГ). Если эти биты взведены, то при
запуске программы на выполнение действующие идентификаторы
пользователя и группы процесса могут наследоваться у файла.
Стандартом POSIX-2001 предусмотрены также сохраненные
переустановленные действующие идентификаторы пользователя
(сохраненные ПДП-идентификаторы) и группы (сохраненные ПДГ-
идентификаторы) процесса. Эти атрибуты расширяют возможности,
связанные со сменой действующих идентификаторов пользователя и
группы процесса.
160
При определении прав доступа к файлам наравне с действующим
идентификатором группы процесса используются идентификаторы
дополнительных групп.
С процессом ассоциируются маска режима создания файлов,
влияющая на устанавливаемый режим доступа к новым файлам, и
ограничение на размер записываемых файлов.
Текущий и корневой каталоги и набор дескрипторов открытых
файлов также относятся к числу атрибутов процессов.
Все перечисленные выше атрибуты разделяются существующими
в рамках процесса потоками управления. К числу индивидуальных
атрибутов относятся идентификатор, приоритет и политика
планирования, значение переменной errno, ассоциированные с потоком
управления пары ключ/значение, а также системные ресурсы,
требующиеся для поддержки потока управления.
Всем потокам управления одного процесса доступны все объекты,
адреса которых могут быть определены потоком. В число таких
объектов входят статические переменные, полученные от функции
malloc() области динамической памяти, унаследованная от системно-
зависимых функций прямоадресуемая память, автоматические
переменные и т.д.
По отношению к потокам управления вводится понятие
безопасных функций, которые можно вызывать параллельно в
нескольких потоках без нарушения корректности их функционирования.
К числу безопасных принадлежат «чистые» функции, а также функции,
обеспечивающие взаимное исключение перед доступом к разделяемым
объектам. Если в стандарте явно не оговорено противное, функция
считается потоковобезопасной.
Выполняющимся (активным) называется поток управления,
обрабатываемый в данный момент процессором. В многопроцессорных
конфигурациях может одновременно выполняться несколько потоков.
Поток управления считается готовым к выполнению, если он
способен стать активным, но не может этого сделать из-за отсутствия
свободного процессора.
Поток управления называют вытесненным, когда его выполнение
приостановлено из-за того, что другой поток с более высоким
приоритетом уже готов к выполнению.
Процесс (поток управления) считается блокированным, если для
продолжения его выполнения должно стать истинным некоторое
условие, отличное от доступности процессора.
Список потоков управления – это упорядоченный набор готовых к
выполнению равноприоритетных потоков, очередность которых
определяется политикой планирования. Множество наборов включает
все потоки в системе, готовые к выполнению.
Планированием, согласно стандарту POSIX-2001, называется
применение политики изменения списков потоков управления, а также