Листинг 30.12. Функция my_lock_init: блокировка файла
//server/lock_fcntl.c
1 #include "unp.h"
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 (http://www.apache.org) 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.
