UNIX: разработка сетевых приложений

  2 static struct flock lock_it, unlock_it;
  3 static int lock_fd = -1;
  4 /* fcntl не выполнится, если не будет вызвана функция my_lock_init */

  5 void
  6 my_lock_init(char *pathname)
  7 {
  8 char lock_file[1024];

  9 /* копируем строку вызывающего процесса на случай, если это константа */
 10 strncpy(lock_file, pathname, sizeof(lock_file));
 11 lock_fd = Mkstemp(lock_file);

12 Unlink(lock_file); /* но lock_fd остается открытым */

 13 lock_it.l_type = F_WRLCK;
 14 lock_it.l_whence = SEEK_SET;
 15 lock_it.l_start = 0;
 16 lock_it.l_len = 0;

 17 unlock_it.l_type = F_UNLCK;
 18 unlock_it.l_whence = SEEK_SET;
 19 unlock_it.l_start = 0;
 20 unlock_it.l_len = 0;
 21 }

9-12 Вызывающий процесс задает шаблон для имени файла в качестве аргумента функции my_lock_init, и функция mkstemp на основе этого шаблона создает уникальное имя файла. Затем создается файл с этим именем и сразу же вызывается функция unlink, в результате чего имя файла удаляется из каталога. Если в программе впоследствии произойдет сбой, то файл исчезнет безвозвратно. Но пока он остается открытым в одном или нескольких процессах (иными словами, пока счетчик ссылок для этого файла больше нуля), сам файл не будет удален. (Отметим, что между удалением имени файла из каталога и закрытием открытого файла существует фундаментальная разница.)

13-20 Инициализируются две структуры flock: одна для блокирования файла, другая для снятия блокировки. Блокируемый диапазон начинается с нуля ( l_whence =SEEK_SET, l_start=0). Значение l_len равно нулю, то есть блокирован весь файл. В этот файл ничего не записывается (его длина всегда равна нулю), но такой тип блокировки в любом случае будет правильно обрабатываться ядром.

ПРИМЕЧАНИЕ

Сначала автор инициализировал эти структуры при объявлении:

 static struct flock lock_it = { F_WRLCK, 0, 0, 0, 0 };
 static struct flock unlock_it = { F_UNLCK, 0, 0, 0, 0 };

но тут возникли две проблемы: у нас нет гарантии, что константа SEEK_SET равна нулю, но, что более важно, стандарт POSIX не регламентирует порядок расположения полей этой структуры. POSIX гарантирует только то, что требуемые поля присутствуют в структуре. POSIX не гарантирует какого-либо порядка следования полей структуры, а также допускает наличие в ней полей, не относящихся к стандарту POSIX. Поэтому когда требуется инициализировать эту структуру (если только не нужно инициализировать все поля нулями), это приходится делать через фактический код С, а не с помощью инициализатора при объявлении структуры.

Исключением из этого правила является ситуация, когда инициализатор структуры обеспечивается реализацией. Например, при инициализации взаимного исключения в POSIX в главе 26 мы писали:

 pthread_mutex_t mlock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

Тип данных pthread_mutex_t — это некая структура, но инициализатор предоставляется реализацией и может быть различным для разных реализаций.

В листинге 30.13 показаны две функции, которые устанавливают и снимают блокировку с файла. Они представляют собой вызовы функции fcntl, использующие структуры, инициализированные в листинге 30.12.

Листинг 30.13. Функции my_lock_wait (установление блокировки файла) и my_lock_release (снятие блокировки файла)

 //server/lock_fcntl.c
 23 void
 24 my_lock_wait
 25 {
 26 int rc;
 27 while ((rc = fcntl(lock_ld, F_SETLKW, &lock_it)) < 0 {
 28 if (errno == EINTR)
 29 continue;
 30 else
 31 errsys("fcntl error for my_lock_wait");
 32 }
 33 }

 34 void
 35 my_lock_release
 36 {
 37 if (fcntl(lock_fd, F_SETLKW, &unlock_it)) < 0)
 38 errsys("fcntl error for my_lock_release");
 39 }

Новая версия нашего сервера с предварительным порождением процессов работает теперь под SVR4, гарантируя, что в данный момент времени только один дочерний процесс блокирован в вызове функции accept. Сравнивая строки 2 и 3 в табл. 30.1 (результаты для серверов Digital Unix и BSD/OS), мы видим, что такой тип блокировки увеличивает время, затрачиваемое центральным процессором на узле сервера.

ПРИМЕЧАНИЕ

Веб-сервер Apache использует технологию предварительного порождения процессов, причем если позволяет реализация, все дочерние процессы блокируются в вызове функции accept, иначе используется блокировка файла для защиты вызова accept.

Эффект наличия слишком большого количества дочерних процессов

Мы можем проверить, возникает ли в данной версии сервера эффект «общей побудки», рассмотренный в предыдущем разделе. Как и раньше, время работы ухудшается пропорционально числу избыточных дочерних процессов.

Распределение клиентских соединений между дочерними процессами

Используя функцию, показанную в листинге 30.10, мы можем исследовать распределение клиентских запросов между свободными дочерними процессами. Результат показан в табл. 30.2. Операционная система распределяет блокировки файла равномерно между ожидающими процессами, и такое поведение характерно для нескольких протестированных нами систем.

30.8. Сервер TCP с предварительным порождением процессов и защитой вызова accept при помощи взаимного исключения

Как мы уже говорили, существует несколько способов синхронизации процессов путем блокирования. Блокировка файла по стандарту POSIX, рассмотренная в предыдущем разделе, переносится на все POSIX-совместимые системы, но она подразумевает некоторые операции с файловой системой, которые могут потребовать времени. В этом разделе мы будем использовать блокировку при помощи взаимного исключения, обладающую тем преимуществом, что ее можно применять для синхронизации не только потоков внутри одного процесса, но и потоков, относящихся к различным процессам.

Функция main остается такой же, как и в предыдущем разделе, то же относится к функциям child_make и child_main. Меняются только три функции, осуществляющие блокировку. Чтобы использовать взаимное исключение между различными процессами, во-первых, требуется хранить это взаимное исключение в разделяемой процессами области памяти, а во-вторых, библиотека потоков должна получить указание о том, что взаимное исключение совместно используется различными процессами.