UNIX: взаимодействие процессов - Уильям Стивенс
Шрифт:
Интервал:
Закладка:
1. Клиент проверяет, что XID ответа совпадает с XID запроса. Если совпадения нет, ответ игнорируется. Если используется протокол TCP, у клиента практически нет шансов получить ответ с неправильным идентификатором, но при использовании протокола UDP поверх плохой сети вероятность получения неправильного XID достаточно высока.
2. Серверу разрешается помещать отсылаемые ответы в кэш, и для проверки идентичности ответов используется, в частности, именно XID. Об этом мы вскоре расскажем.
Пакет TI-RPC использует определенный алгоритм вычисления XID для нового запроса. Алгоритм этот описан ниже. Значок ^ означает побитовую операцию XOR (исключающее ИЛИ):
struct timeval now;
gettimeofday(&now, NULL);
xid = getpid() ^ now.tv_sec ^ now.tv_usec;
Кэш повторных ответов
Для включения поддержки кэша повторных ответов в библиотеке RPC сервер должен вызвать функцию svc_dg_enablecache. После включения кэша выключить его нельзя, можно только запустить процесс заново:
#include <rpc/rpc.h>
int svc_dg_enablecache(SVCXPRT *xprt, unsigned long size);
/* Возвращает 1 в случае успешного завершения. 0 – в случае ошибки */
Здесь xprt представляет собой транспортный дескриптор, являющийся полем структуры svc_req (раздел 16.4). Адрес этой структуры является аргументом процедуры сервера. Размер определяет количество записей в выделяемом кэше.
Итак, эта функция включает поддержку кэширования всех отсылаемых ответов в очереди размером size записей. Каждый ответ однозначно определяется следующими параметрами:
■ номером программы;
■ номером версии;
■ номером процедуры;
■ XID;
■ адресом клиента (IP-адрес + порт UDP).
При получении запроса клиента библиотека RPC ищет в кэше ответ на такой запрос. В случае его наличия ответ отсылается клиенту без повторного вызова процедуры сервера.
Цель использования кэша повторных ответов состоит в том, чтобы не нужно было вызывать процедуру сервера несколько раз при получении нескольких копий запроса клиента. Это может быть нужно в случае, если процедура неидемпотентна. Повторный запрос может быть получен из-за того, что ответ был утерян или у клиента время ожидания меньше, чем время передачи ответа по сети. Обратите внимание, что этот кэш действует только для протоколов, работающих с дейтаграммами (таких, как UDP), поскольку при использовании TCP повторный запрос никогда не может быть получен приложением — он будет обработан TCP (см. упражнение 16.6).
16.6. Семантика вызовов
В листинге 15.24 мы привели пример клиента интерфейса дверей, повторно отсылавшего запрос на сервер при прерывании вызова door_call перехватываемым сигналом. Затем мы показали, что при этом процедура сервера вызывается дважды, а не однократно. Потом мы разделили процедуры сервера на две группы: идемпотентные, которые могут быть вызваны произвольное количество раз без возникновения ошибок, и неидемпотентные, наподобие вычитания определенной суммы из банковского счета.
Вызовы процедур могут быть разбиты на три группы:
1. «Ровно один раз» означает, что процедура была выполнена только один раз. Такого трудно достичь ввиду ненулевой вероятности сбоев в работе сервера.
2. «Не более одного раза» означает, что процедура вовсе не была выполнена или что она была выполнена один раз. Если вызвавшему процессу возвращается результат, мы знаем, что процедура была выполнена. Если процессу возвращается сообщение об ошибке, мы не знаем, была ли процедура выполнена хотя бы один раз или не была выполнена вовсе.
3. «По крайней мере один раз» означает, что процедура была выполнена один раз, а возможно, и больше. Это не вызывает проблем для идемпотентных процедур — клиент продолжает передавать запросы до тех пор, пока не получит правильный ответ. Однако если клиент отправит несколько запросов, существует вероятность, что процедура будет выполнена больше одного раза.
При возвращении из локальной процедуры мы можем быть уверены, что она была выполнена ровно один раз. Однако если процесс завершает работу после вызова процедуры, мы не знаем, успела она выполниться или нет. Для удаленных вызовов процедур возможно несколько ситуаций.
■ Если используется протокол TCP и получен ответ, мы можем быть уверены, что удаленная процедура была вызвана ровно один раз. Однако если ответ не был получен (сервер вышел из строя), мы уже не можем сказать, была процедура выполнена или нет. Обеспечение семантики «ровно один раз» при учете возможности досрочного завершения работы сервера и неполадок в сети требует системы обработки транзакций, что лежит за границами возможностей RPC.
■ Если используется UDP без серверного кэша и был получен ответ, мы можем быть уверены, что процедура была вызвана по крайней мере один раз, но возможно, и несколько.
■ Если используется UDP с серверным кэшем и был получен ответ, мы можем быть уверены, что процедура была вызвана ровно один раз. Однако если ответ не был получен, мы оказывается в ситуации «не более одного раза» аналогично сценарию с TCP.
■ Если вы стоите перед выбором:
□ TCP,
□ UDP с кэшем повторных ответов,
□ UDP без кэша повторных ответов —
мы можем порекомендовать следующее:
□ всегда используйте TCP, если только для приложения не важны накладные расходы на обеспечение надежности;
□ используйте систему обработки транзакций для неидемпотентных процедур, корректное выполнение которых важно (работа с банковскими счетами, бронирование авиабилетов и т. п.);
□ для неидемпотентных процедур использование TCP предпочтительно по сравнению с UDP и кэшем, поскольку TCP был изначально ориентирован на надежность, а добавление кэша к приложению, использующему UDP, вряд ли даст то же самое, что и использование TCP (см., например, раздел 20.5 [24]);
□ для идемпотентных процедур можно использовать UDP без кэша;
□ для неидемпотентных процедур использование UDP без кэша опасно.
В следующем разделе будут рассмотрены дополнительные преимущества использования TCP.
16.7. Досрочное завершение сервера или клиента
Рассмотрим, что произойдет в случае досрочного завершения клиента или сервера при использовании транспортного протокола TCP. Поскольку протокол UDP не подразумевает установку соединения, при завершении процесса его собеседнику не отсылается никаких сообщений. При завершении работы одного из процессов второй дождется тайм-аута, после чего, возможно, повторно отошлет запрос и наконец прекратит попытки, выдав сообщение об ошибке, как показывалось в предыдущем разделе. При завершении работы процесса, установившего соединение по TCP, это соединение завершается отправкой пакета FIN [24, с. 36-37], и мы хотим узнать, что делает библиотека RPC при получении этого пакета.
Досрочное завершение сервера
Завершим работу сервера досрочно, в процессе обработки запроса клиента. Единственное изменение в программе-клиенте будет заключаться в удалении аргумента tcp из вызова clnt_call в листинге 16.2 и включении протокола в набор аргументов командной строки, как в листинге 16.9. В процедуру сервера мы добавим вызов abort. Это приведет к завершению работы процесса-сервера и отправке пакета FIN клиенту, что мы можем проверить с помощью tcpdump.
Запустим в системе Solaris клиент для сервера, работающего под BSD/OS:
solaris % client bsdi 22 tcp
bsdi: RPC: Unable to receive; An event requires attention
В момент получения клиентом пакета FIN библиотека RPC находилась в состоянии ожидания ответа сервера. Она получила неожиданный ответ и вернула ошибку в вызове squareproc_1. Ошибка (RPC_CANTRECV) сохраняется библиотекой в дескрипторе клиента, и вызов clnt_sperror (из функции-обертки Clnt_create) при этом печатает сообщение Unable to receive. Оставшаяся часть сообщения об ошибке (An event requires attention) соответствует ошибке XTI, сохраненной библиотекой, которая также выводится clnt_sperror. Вызов удаленной процедуры может вернуть одну из примерно 30 различных ошибок RPC_xxx. Все они перечислены в заголовочном файле <rpc/clnt_stat.h>.
Если мы поменяем клиент и сервер местами, мы увидим то же сообщение об ошибке, возвращаемое библиотекой RPC (RPC_CANTRECV), но при этом будет выведено дополнительное сообщение:
bsdi % client solaris 11 tcp
solaris: RPC: Unable to receive; errno = Connection reset by peer
Сервер в Solaris не был скомпилирован как многопоточный, и когда мы вызвали abort, была завершена работа всего процесса. Если мы запустим многопоточный сервер и завершим работу только одного потока — того, который обслуживает данный запрос клиента, — все изменится. Чтобы продемонстрировать это, заменим вызов abort на pthread_exit, как мы сделали в пpoгрaммe из листинга 15.20. Запустим клиент в BSD/OS, а многопоточный сервер — в Solaris:
