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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
13 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
14 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
15 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
16 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
17 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
18 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
19 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
20 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
23 \section{Il \textit{file locking}}
24 \label{sec:file_locking}
26 \itindbeg{file~locking}
28 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
29 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
30 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
31 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
32 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
33 sequenza in cui essi opereranno.
35 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
36 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
37 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
38 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
39 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
42 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
43 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
44 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
45 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
46 delle operazioni di lettura o scrittura.
49 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
50 \label{sec:file_record_locking}
52 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
53 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
54 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
55 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
56 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
57 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
58 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
59 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
60 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
61 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
62 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
63 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
64 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
66 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
67 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
68 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
69 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
70 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
72 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
73 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
74 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
75 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
76 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
77 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
78 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
79 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
80 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
81 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
82 proteggere il loro accesso in lettura.
84 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
85 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
86 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
87 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
88 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
89 proteggere il suo accesso in scrittura.
91 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
92 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
93 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
94 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
95 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
96 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
97 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
100 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
101 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
102 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
103 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
104 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
105 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
106 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
108 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
109 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
110 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
111 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
112 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
118 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
120 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
122 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
125 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
126 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
129 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
130 \label{tab:file_file_lock}
133 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
134 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
135 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
136 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
137 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
138 un \textit{write lock}).
141 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
142 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
143 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
146 \subsection{La funzione \func{flock}}
147 \label{sec:file_flock}
149 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
150 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
151 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
156 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
157 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
160 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
161 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
163 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
164 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
165 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
166 per \param{operation}.
167 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
169 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
170 specificato \const{LOCK\_NB}.
172 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
176 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
177 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
178 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
179 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
180 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
185 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
187 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
190 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
191 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
193 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
194 richiesta di un \textit{file lock}.\\
197 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
198 \label{tab:file_flock_operation}
201 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
202 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
203 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
204 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
205 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
206 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
207 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
209 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
210 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
211 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
212 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
213 facendo fallire la riacquisizione.
215 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
216 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
217 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
218 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
219 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
222 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
223 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
224 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
225 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
226 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
227 per entrambe le interfacce.
229 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
230 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
231 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
232 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
233 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
234 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
235 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
236 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
238 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
239 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
240 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
241 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
242 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
243 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
244 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
245 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
246 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
250 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
251 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
252 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
253 \label{fig:file_flock_struct}
256 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
257 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
258 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
259 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
260 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
261 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
262 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
263 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
264 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
265 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
266 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
267 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
269 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
270 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
271 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
272 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
273 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
274 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
275 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
276 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
277 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
279 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
280 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
281 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
282 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
283 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
284 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
285 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
286 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
287 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
288 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
289 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
292 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
293 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
294 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
295 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
296 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
297 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
298 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
299 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
300 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
301 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
304 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
305 \label{sec:file_posix_lock}
307 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
308 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
309 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
310 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
311 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
316 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
317 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
320 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
321 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
323 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
324 \textit{file lock} da parte di altri processi.
325 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
326 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
327 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
328 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
329 riconosca sempre questa situazione.
330 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
331 di poter acquisire un \textit{file lock}.
332 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
333 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
334 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
336 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
339 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
340 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
341 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
342 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
343 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
344 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
345 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
346 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
347 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
348 con un'altra regione bloccata.
351 \footnotesize \centering
352 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
353 \includestruct{listati/flock.h}
356 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
357 \textit{file locking}.}
358 \label{fig:struct_flock}
361 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
362 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
363 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
364 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
365 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
366 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
367 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
368 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
370 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
371 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
372 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
373 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
374 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
375 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
376 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
378 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
379 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
380 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
381 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
382 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
383 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
384 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
385 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
387 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
388 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
389 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
390 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
391 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
392 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
393 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
399 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
401 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
404 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
405 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
406 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
409 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
410 \label{tab:file_flock_type}
413 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
414 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
415 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
416 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
418 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
419 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
420 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
421 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
422 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
423 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
424 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
425 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
426 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
427 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
428 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
429 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
430 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
431 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
432 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
433 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
434 con un errore di \errcode{EINTR}.
437 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
438 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
439 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
440 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
441 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
442 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
443 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
444 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
445 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
446 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
447 per indicare quale è la regione bloccata.
449 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
450 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
451 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
452 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
453 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
454 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
455 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
456 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
457 stato effettivamente acquisito.
460 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
461 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
462 \label{fig:file_flock_dead}
465 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
466 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
467 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
468 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
469 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
470 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
471 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
472 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
473 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
474 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
475 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
476 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
477 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
480 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
481 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
482 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
483 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
484 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
485 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
486 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
487 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
488 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
489 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
490 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
491 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
492 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
493 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
494 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
498 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
499 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
500 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
501 \label{fig:file_posix_lock}
504 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
505 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
506 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
507 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
508 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
509 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
510 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
511 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
513 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
514 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
515 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
516 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
517 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
518 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
519 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
520 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
521 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
523 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
524 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
525 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
526 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
527 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
528 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
529 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
530 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
531 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
533 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
534 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
535 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
536 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
537 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
538 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
539 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
540 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
541 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
542 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
543 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
544 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
545 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
547 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
548 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
549 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
550 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
551 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
552 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
553 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
554 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
556 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
557 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
558 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
559 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
560 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
562 \begin{figure}[!htbp]
563 \footnotesize \centering
564 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
565 \includecodesample{listati/Flock.c}
568 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
569 \label{fig:file_flock_code}
572 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
573 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
574 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
575 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
576 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
578 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
579 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
580 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
581 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
582 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
583 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
584 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
585 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
586 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
587 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
588 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
589 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
592 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
593 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
594 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
595 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
596 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
597 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
598 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
599 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
602 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
603 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
604 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
605 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
606 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
607 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
608 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
609 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
610 si esegue (\texttt{\small 41}).
612 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
613 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
614 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
615 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
616 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
617 tutti i blocchi vengono rilasciati.
619 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
620 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
621 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
624 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
628 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
629 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
630 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
631 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
632 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
633 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
636 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
637 Failed lock: Resource temporarily unavailable
640 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
641 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
642 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
643 del file con il comando:
646 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
647 Failed lock: Resource temporarily unavailable
650 se invece blocchiamo una regione con:
653 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
657 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
658 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
659 regioni si sovrappongono avremo che:
662 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
663 Failed lock: Resource temporarily unavailable
666 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
670 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
674 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
675 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
678 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
679 Failed lock: Resource temporarily unavailable
682 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
684 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
685 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
686 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
690 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
693 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
694 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
695 essere acquisito otterremo:
698 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
701 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
702 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
703 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
704 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
707 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
712 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
713 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
714 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
715 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
719 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
723 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
724 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
725 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
726 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
728 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
729 % \label{sec:file_lockf}
731 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
732 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
733 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
734 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
735 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
736 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
737 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
738 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
739 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
744 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
745 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
748 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
749 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
751 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
752 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
754 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
755 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
756 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
758 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
759 che hanno con \funcd{fcntl}.
763 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
764 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
765 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
766 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
767 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
768 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
769 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
770 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
771 ad un valore infinito positivo).
775 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
776 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
777 \label{fig:file_lockf_boundary}
780 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
781 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
782 consentiti sono i seguenti:
784 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
785 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
786 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
787 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
788 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
789 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
790 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
791 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
792 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
793 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
794 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
795 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
796 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
797 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
798 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
799 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
802 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
803 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
804 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
805 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
806 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
807 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
808 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
810 % TODO trattare i POSIX file-private lock introdotti con il 3.15,
811 % vedi http://lwn.net/Articles/586904/ correlato:
812 % http://www.samba.org/samba/news/articles/low_point/tale_two_stds_os2.html
814 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
815 \label{sec:file_mand_locking}
817 \itindbeg{mandatory~locking}
819 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
820 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
821 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
822 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
823 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
824 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
826 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
827 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} dei permessi dei
828 file. Se si ricorda quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso
829 viene di norma utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene
830 eseguito un programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del
831 permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza
832 permesso di esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory
833 locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In
834 questo modo una combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in
835 quanto senza significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del
836 \textit{mandatory locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare
837 quanto detto in sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit
838 \acr{sgid} viene cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su
839 un file, questo non vale quando esso viene utilizzato per attivare il
840 \textit{mandatory locking}.}
842 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
843 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
844 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
845 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
846 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
847 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
848 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
849 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
850 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
851 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
852 filesystem in fase di montaggio, specificando l'apposita opzione di
853 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione
854 \code{-o mand} per il comando omonimo.
856 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
857 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
858 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
859 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
862 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
863 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
864 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
865 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
866 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
867 direttamente il \textit{file locking}.
869 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
870 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
871 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
872 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
875 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
876 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
877 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
878 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
879 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
881 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
882 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
883 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
884 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
885 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
886 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
887 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
888 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
889 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
891 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
892 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
893 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
894 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
895 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
896 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
897 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
898 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
899 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
900 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
901 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
902 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
903 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
904 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
905 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
906 possibilità di modificare il file.
908 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
909 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
910 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
911 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
912 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
913 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
914 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
915 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
918 \itindend{file~locking}
920 \itindend{mandatory~locking}
923 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
924 \label{sec:file_multiplexing}
927 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
928 su molti file usando le funzioni illustrate in
929 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
930 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
931 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
932 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
933 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
937 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
938 \label{sec:file_noblocking}
940 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
941 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
942 che in certi casi le funzioni di I/O eseguite su un file descritor possono
943 bloccarsi indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i
944 quali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può
945 avvenire per alcuni \index{file!di~dispositivo} file di dispositivo, come ad
946 esempio una seriale o un terminale, o con l'uso di file descriptor collegati a
947 meccanismi di intercomunicazione come le \textit{pipe} (vedi
948 sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In
949 casi come questi ad esempio una operazione di lettura potrebbe bloccarsi se
950 non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui la si sta effettuando.
952 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
953 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
954 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
955 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
956 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
957 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
958 in ingresso prevenienti da vari client.
960 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
961 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
962 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
963 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
964 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
965 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
966 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
967 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
968 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
970 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
971 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
972 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
973 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
974 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
975 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
976 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
977 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
978 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
979 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
980 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
981 che nella gran parte dei casi falliranno.
983 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
984 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
985 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
986 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
987 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
988 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
989 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
992 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
993 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
994 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
995 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
996 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
997 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
1000 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
1001 \label{sec:file_select}
1003 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1004 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1005 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1006 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1007 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1008 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1009 le \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1010 \acr{libc4} e le \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1011 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1014 \fhead{sys/select.h}
1015 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1017 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1018 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1021 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1022 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1024 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1025 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1026 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1027 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1028 o un valore non valido per \param{timeout}.
1030 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1033 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1034 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1035 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1036 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1039 \itindbeg{file~descriptor~set}
1041 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1042 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1043 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1044 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1045 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1046 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1047 opportune macro di preprocessore:
1052 \fhead{sys/select.h}
1053 \fdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1054 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1055 \fdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1056 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1057 \fdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1058 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1059 \fdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1060 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1065 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1066 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1067 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1068 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1069 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1070 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1071 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1072 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1074 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1075 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1076 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1077 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1078 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1080 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1081 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1082 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1083 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1084 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1085 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1086 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1087 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, (vedi
1088 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1090 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1091 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente, la funzione richiede di
1092 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1093 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1094 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1095 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1096 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno. Si ricordi infatti che
1097 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1098 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo,
1099 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore comune.
1101 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con il puntatore ad una struttura
1102 di tipo \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un
1103 tempo massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a
1104 \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un
1105 tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a
1106 zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file
1107 descriptor, e così può essere utilizzata eseguire il \itindex{polling}
1108 \textit{polling} su un gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con
1109 tutti i \textit{file descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile
1110 anche su sistemi in cui non sono disponibili le funzioni avanzate di
1111 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, per tenere un processo in stato di
1112 \textit{sleep} con precisioni inferiori al secondo.
1114 In caso di successo la funzione restituisce il numero di file descriptor
1115 pronti, seguendo il comportamento previsto dallo standard
1116 POSIX.1-2001,\footnote{si tenga però presente che esistono alcune versioni di
1117 Unix che non si comportano in questo modo, restituendo un valore positivo
1118 generico.} e ciascun insieme viene sovrascritto per indicare quali sono i
1119 file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo da poterli
1120 controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece scade il tempo indicato
1121 da \param{timout} viene restituito un valore nullo e i \textit{file descriptor
1122 set} non vengono modificati. In caso di errore la funzione restituisce $-1$, i
1123 valori dei tre insiemi e di \param{timeout} sono indefiniti e non si può fare
1124 nessun affidamento sul loro contenuto; nelle versioni più recenti della
1125 funzione invece i \textit{file descriptor set} non vengono modificati anche in
1128 Si tenga presente infine che su Linux, in caso di programmazione
1129 \textit{multithread} se un file descriptor viene chiuso in un altro
1130 \textit{thread} rispetto a quello in cui si sta usando \func{select}, questa
1131 non subisce nessun effetto. In altre varianti di sistemi unix-like invece
1132 \func{select} ritorna indicando che il file descriptor è pronto, con
1133 conseguente possibile errore nel caso lo si usi senza che sia stato
1134 riaperto. Lo standard non prevede niente al riguardo e non si deve dare per
1135 assunto nessuno dei due comportamenti se si vogliono scrivere programmi
1139 \itindend{file~descriptor~set}
1141 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1142 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1143 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1144 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1145 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1146 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1147 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1148 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1149 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1150 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1151 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1153 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1154 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1155 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1156 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1157 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1158 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1159 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1160 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1161 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1162 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1163 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1164 comportamento e per questo motivo le \acr{glibc} nascondono il comportamento
1165 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1167 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1168 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1169 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1170 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1171 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1172 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1173 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1175 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1176 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1177 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1178 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1179 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1180 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1182 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1183 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1184 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1185 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1186 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1187 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1188 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1189 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1190 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1191 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1192 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1193 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1194 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1195 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1198 \fhead{sys/select.h}
1199 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1200 fd\_set *exceptfds, \\
1201 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1202 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1205 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1206 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1207 assumerà uno dei valori:
1209 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1211 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1212 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1213 o un valore non valido per \param{timeout}.
1215 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1219 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1220 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1221 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1222 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1223 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1224 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1225 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1226 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1228 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1229 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali}
1230 maschera di segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la
1231 maschera dei segnali corrente viene sostituita da quella così indicata
1232 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno
1233 della funzione. L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di
1234 prevenire possibili \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando
1235 oltre alla presenza di dati sui file descriptor come nella \func{select}
1236 ordinaria, ci si deve porre in attesa anche dell'arrivo di un segnale.
1238 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1239 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1240 impostare una \index{variabili!globali} variabile globale e controllare questa
1241 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in quell'occasione come
1242 questo lasci spazio a possibili \itindex{race~condition} \textit{race
1243 condition}, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1244 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1245 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1246 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1248 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1249 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1250 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1251 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1252 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1253 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1254 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1255 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1256 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1258 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1259 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1260 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1261 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1262 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1263 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1264 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1265 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1266 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1267 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1268 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1269 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1270 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1271 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1272 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1274 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1275 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1276 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1277 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1280 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1281 \label{sec:file_poll}
1283 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1284 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta una
1285 interfaccia completamente diversa, basata sulla funzione di sistema
1286 \funcd{poll},\footnote{la funzione è prevista dallo standard XPG4, ed è stata
1287 introdotta in Linux come system call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita
1288 nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds} era di
1289 tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1290 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \type{nfds\_t}.} il
1295 \fdecl{int poll(struct pollfd *ufds, nfds\_t nfds, int timeout)}
1296 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1300 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1301 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1303 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1305 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1306 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1307 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1309 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.}
1312 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1313 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1314 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1315 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1316 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1317 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1318 immediato, e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1319 \textsl{non-bloccante}.
1321 \begin{figure}[!htb]
1322 \footnotesize \centering
1323 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1324 \includestruct{listati/pollfd.h}
1327 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1328 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1329 \label{fig:file_pollfd}
1332 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1333 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1334 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1335 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1336 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1337 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1338 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1341 Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà
1342 ignorata da \func{poll} ed il campo \var{revents} verrà azzerato, questo
1343 consente di eliminare temporaneamente un file descriptor dalla lista senza
1344 dover modificare il vettore \param{ufds}. Dato che i dati in ingresso sono del
1345 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1346 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1347 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1349 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1350 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportate in
1351 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1352 suddivise in tre gruppi principali, nel primo gruppo si sono indicati i bit
1353 utilizzati per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per
1354 l'attività in uscita, infine il terzo gruppo contiene dei valori che vengono
1355 utilizzati solo nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di
1361 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1363 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1366 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1367 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1368 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1369 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1372 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1373 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1374 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1376 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1377 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1378 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1379 socket.\footnotemark\\
1380 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1382 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1385 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1386 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1387 \label{tab:file_pollfd_flags}
1390 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1391 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1392 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1393 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1394 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1395 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1397 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1398 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1399 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1400 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1401 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1402 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1403 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1404 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band}
1405 dei socket (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come
1406 \func{poll} reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1407 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1409 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1410 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1411 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1412 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1413 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1414 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1415 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1416 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1418 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1419 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1420 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1421 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1422 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1423 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1424 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1425 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1426 solito tramite \var{errno}.
1428 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1429 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1430 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1431 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1432 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1433 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1434 dal loro valore. Infatti, anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1435 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1436 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto ci
1437 si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di memoria.
1439 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1440 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1441 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1442 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1443 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1446 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1447 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1448 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1449 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1450 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1452 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1453 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1454 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1455 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1460 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1461 const struct timespec *timeout, \\
1462 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1464 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1467 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1468 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1469 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1471 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1473 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1474 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1475 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1477 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1481 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1482 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1483 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1484 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1485 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1486 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1487 del seguente codice:
1488 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1490 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1491 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1492 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1493 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1494 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1495 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1496 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera
1497 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1498 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1500 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1501 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilita di
1502 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1503 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1505 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1506 \label{sec:file_epoll}
1510 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1511 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1512 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1513 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1514 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1515 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1516 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1517 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1518 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1520 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1521 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1522 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1523 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1524 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1525 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1526 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1527 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1528 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1529 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1530 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1532 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1533 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1534 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1535 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1536 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1537 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1538 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1540 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1541 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1542 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1543 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1544 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1545 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1546 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1547 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1548 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1549 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1550 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1551 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1554 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1555 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1556 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1557 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1558 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1559 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1560 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1561 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1562 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1564 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1565 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1566 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1567 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1568 è stato aggiunto nelle \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1569 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1570 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1571 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1573 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file
1574 di dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1575 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1576 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1577 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1578 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1579 i cui prototipi sono:
1583 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1584 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1586 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1588 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1589 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1592 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1593 positivo o non valido per \param{flags}.
1594 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1595 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1596 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1597 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1599 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1605 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor, detto anche
1606 \textit{epoll descriptor}; si tratta di un file descriptor speciale (per cui
1607 \func{read} e \func{write} non sono supportate) che viene associato alla
1608 infrastruttura utilizzata dal kernel per gestire la notifica degli eventi, e
1609 che può a sua volta essere messo sotto osservazione con una chiamata a
1610 \func{select}, \func{poll} o \func{epoll\_ctl}; in tal caso risulterà pronto
1611 quando saranno disponibili eventi da notificare riguardo i file descriptor da
1612 lui osservati.\footnote{è anche possibile inviarlo ad un altro processo
1613 attraverso un socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}) ma
1614 l'operazione non ha alcun senso dato che il nuovo processo non avrà a
1615 disposizione le copie dei file descriptor messe sotto osservazione tramite
1616 esso.} Una volta che se ne sia terminato l'uso si potranno rilasciare tutte
1617 le risorse allocate chiudendolo semplicemente con \func{close}.
1619 Nel caso di \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare
1620 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1621 controllo, e costituiva solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di
1622 risorse sufficienti, non un valore massimo, ma a partire dal kernel 2.6.8 esso
1623 viene totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.
1625 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata introdotta
1626 come estensione della precedente (è disponibile solo a partire dal kernel
1627 2.6.27) per poter passare dei flag di controllo come maschera binaria in fase
1628 di creazione del file descriptor. Al momento l'unico valore legale
1629 per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1630 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1631 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si è trattato il significato
1632 di \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1633 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1635 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1636 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1637 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione di sistema
1638 dell'interfaccia, \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1642 \fdecl{int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1644 \fdesc{Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.}
1647 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1648 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1650 \item[\errcode{EBADF}] i file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1652 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1653 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1654 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1655 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1656 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1657 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1658 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1659 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1660 l'operazione richiesta.
1661 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1662 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1663 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1664 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1670 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1671 \textit{epoll}, \param{epfd}, che indica quale istanza di \textit{epoll} usare
1672 e deve pertanto essere stato ottenuto in precedenza con una chiamata a
1673 \func{epoll\_create} o \func{epoll\_create1}. L'argomento \param{fd} indica
1674 invece il file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo
1675 può essere un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche
1676 un altro file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1678 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1679 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1680 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1681 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1682 delle operazioni cui fanno riferimento.
1687 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1689 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1692 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1693 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1694 controllati tramite \param{epfd}, in
1695 \param{event} devono essere specificate le
1696 modalità di osservazione.\\
1697 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1698 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1700 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1701 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1704 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1705 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1706 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1709 % era stata aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE in previsione del kernel 3.7, vedi
1710 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1711 % ma non è mai stata inserita.
1713 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1714 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo utilizzando una serie
1715 di chiamate a \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è
1716 che queste chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor,
1717 incorrendo in una perdita di prestazioni qualora il numero di file
1718 descriptor sia molto grande; per questo è stato proposto di introdurre come
1719 estensione una funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con
1720 una sola chiamata le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso
1721 di \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1722 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1723 osservazione. Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file
1724 descriptor lo si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1725 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1727 Anche se è possibile tenere sotto controllo lo stesso file descriptor in due
1728 istanze distinte di \textit{epoll} in genere questo è sconsigliato in quanto
1729 entrambe riceveranno le notifiche, e gestire correttamente le notifiche
1730 multiple richiede molta attenzione. Se invece si cerca di inserire due volte
1731 lo stesso file descriptor nella stessa istanza di \textit{epoll} la funzione
1732 fallirà con un errore di \errval{EEXIST}. Tuttavia è possibile inserire nella
1733 stessa istanza file descriptor duplicati (si ricordi quanto visto in
1734 sez.~\ref{sec:file_dup}), una tecnica che può essere usata per registrarli con
1735 un valore diverso per \param{events} e classificare così diversi tipi di
1738 Si tenga presente che quando si chiude un file descriptor questo, se era stato
1739 posto sotto osservazione da una istanza di \textit{epoll}, viene rimosso
1740 automaticamente solo nel caso esso sia l'unico riferimento al file aperto
1741 sottostante (più precisamente alla struttura \kstruct{file}, si ricordi
1742 fig.~\ref{fig:file_dup}) e non è necessario usare
1743 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}. Questo non avviene qualora esso sia stato duplicato
1744 (perché la suddetta struttura non viene disallocata) e si potranno ricevere
1745 eventi ad esso relativi anche dopo che lo si è chiuso; per evitare
1746 l'inconveniente è necessario rimuoverlo esplicitamente con
1747 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1749 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1750 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1751 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1752 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1753 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1754 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1755 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1756 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1757 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1760 \begin{figure}[!htb]
1761 \footnotesize \centering
1762 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1763 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1766 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1767 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1769 \label{fig:epoll_event}
1772 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1773 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1774 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1775 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1776 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1778 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1779 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1780 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1781 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Nella prima parte della tabella si sono indicate
1782 le costanti che permettono di indicare il tipo di evento, che sono le
1783 equivalenti delle analoghe di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} per
1784 \func{poll}. Queste sono anche quelle riportate nella struttura
1785 \struct{epoll\_event} restituita da \func{epoll\_wait} per indicare il tipo di
1786 evento presentatosi, insieme a quelle della seconda parte della tabella, che
1787 vengono comunque riportate anche se non le si sono impostate con
1788 \func{epoll\_ctl}. La terza parte della tabella contiene le costanti che
1789 modificano le modalità di notifica.
1794 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1796 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1799 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1800 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1801 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1802 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1803 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1804 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1805 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1807 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1808 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1809 disponibili in lettura (analogo di
1810 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1811 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1814 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1815 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1816 viene comunque riportata in uscita, e non è
1817 necessaria impostarla in ingresso.\\
1818 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1819 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1820 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1822 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1823 triggered} per il file descriptor associato.\\
1824 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1825 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1826 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1827 \const{EPOLLWAKEUP} & Attiva la prevenzione della sospensione del sistema
1828 se il file descriptor che si è marcato con esso
1829 diventa pronto (aggiunto a partire dal kernel 3.5),
1830 può essere impostato solo dall'amministratore (o da
1831 un processo con la capacità
1832 \const{CAP\_BLOCK\_SUSPEND}).\\
1835 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1836 \struct{epoll\_event}.}
1837 \label{tab:epoll_events}
1840 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1841 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo di
1842 un socket quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1844 Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union} che serve a identificare il
1845 file descriptor a cui si intende fare riferimento, ed in astratto può
1846 contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse forme) che ne permetta
1847 una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo però è quello in cui si
1848 specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl} nella forma
1849 \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo stesso valore
1850 dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata identificazione del
1853 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1855 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1856 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1857 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1858 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}.
1860 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1861 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1862 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1863 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1864 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1865 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1866 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1869 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1870 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1871 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1872 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1873 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1874 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1875 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1876 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1878 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1879 i relativi eventi, la funzione di sistema che consente di attendere
1880 l'occorrenza di uno di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1884 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1887 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1890 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1891 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1893 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1894 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1895 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1896 della scadenza di \param{timeout}.
1897 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1898 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1903 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1904 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1905 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1906 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1907 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1908 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1909 con l'argomento \param{maxevents}.
1911 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1912 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1913 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1914 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1915 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1916 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1919 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1920 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1921 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1922 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1923 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1924 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1925 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1926 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1927 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1929 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1930 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1931 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1932 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1933 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1934 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1935 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1936 luce delle modifiche.
1938 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1939 il ritorno di \func{epoll\_wait} avviene solo quando il file descriptor ha
1940 cambiato stato diventando pronto. Esso non sarà riportato nuovamente fino ad
1941 un altro cambiamento di stato, per cui occorre assicurarsi di aver
1942 completamente esaurito le operazioni su di esso. Questa condizione viene
1943 generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di \errcode{EAGAIN} al
1944 ritorno di una \func{read} o una \func{write}, (è opportuno ricordare ancora
1945 una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui
1946 file in modalità non bloccante) ma questa non è la sola modalità possibile, ad
1947 esempio la condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono
1948 stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1950 Si tenga presente che in modalità \textit{edge triggered}, dovendo esaurire le
1951 attività di I/O dei file descriptor risultati pronti per poter essere
1952 rinotificati, la gestione elementare per cui li si trattano uno per uno in
1953 sequenza può portare ad un effetto denominato \textit{starvation}
1954 (``\textsl{carestia}''). Si rischia cioè di concentrare le operazioni sul
1955 primo file descriptor che dispone di molti dati, prolungandole per tempi molto
1956 lunghi con un ritardo che può risultare eccessivo nei confronti di quelle da
1957 eseguire sugli altri che verrebbero dopo. Per evitare questo tipo di
1958 problematiche viene consigliato di usare \func{epoll\_wait} per registrare un
1959 elenco dei file descriptor da gestire, e di trattarli a turno in maniera più
1962 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1963 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1964 contemporaneamente. Valgono le osservazioni fatte in
1965 sez.~\ref{sec:file_select}, e per poterlo fare di nuovo è necessaria una
1966 variante della funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una
1967 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali, analoga alle estensioni
1968 \func{pselect} e \func{ppoll} che abbiamo visto in precedenza per
1969 \func{select} e \func{poll}. In questo caso la funzione di sistema si chiama
1970 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è stata introdotta a partire dal
1971 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1972 Linux.} ed il suo prototipo è:
1976 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1977 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1979 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1982 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1983 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1984 visti con \funcd{epoll\_wait}.
1989 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1990 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1991 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1992 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1993 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1994 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1996 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1997 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1998 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1999 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
2000 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
2001 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
2002 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
2007 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
2008 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
2010 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
2011 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
2012 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
2013 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
2014 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
2015 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
2016 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
2018 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
2019 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
2020 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
2021 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
2022 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
2023 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
2024 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
2025 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
2026 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
2027 \textsl{sincrona}, come quelle dell'\textit{I/O multiplexing} appena
2030 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
2031 gli eventi a cui deve reagire in maniera sincrona generando le opportune
2032 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
2033 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
2034 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
2035 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
2036 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}. In sostanza se non ci
2037 fossero i segnali non ci sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano
2038 operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
2039 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte e
2040 devono essere riavviate.
2042 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
2043 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
2044 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
2045 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
2046 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
2047 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
2048 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
2049 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
2050 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2051 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2052 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2053 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2055 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2056 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2057 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2058 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2059 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2060 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2061 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2063 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2064 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2065 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2066 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2067 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2068 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
2069 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2070 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2071 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2073 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2074 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2075 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono
2076 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2077 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
2078 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2079 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2080 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
2081 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2082 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
2083 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2086 \fhead{sys/signalfd.h}
2087 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2089 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2092 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2093 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2095 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2096 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2097 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2098 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2099 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2100 associati al file descriptor.
2101 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2102 descriptor di \func{signalfd}.
2104 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2109 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2110 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2111 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2112 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2113 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2114 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2115 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2116 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2117 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2119 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2120 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2121 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2122 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2123 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2124 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2125 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2126 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2127 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2129 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2130 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2131 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2132 impostazione successiva con \func{fcntl} (si ricordi che questo è un argomento
2133 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2134 per kernel precedenti il valore deve essere nullo). L'argomento deve essere
2135 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2136 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2141 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2143 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2146 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2147 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2148 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2149 chiusura automatica del file descriptor nella
2150 esecuzione di \func{exec}.\\
2153 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2154 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2155 \label{tab:signalfd_flags}
2158 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2159 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2160 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2161 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2162 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2163 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2164 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2165 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2167 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2168 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2169 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2170 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2171 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2173 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2174 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2175 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2176 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2177 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2179 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2180 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2181 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2182 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2183 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2184 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2185 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2186 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2187 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2188 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2189 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2190 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2192 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2193 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2194 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2195 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2196 imposto con \func{sigprocmask}.
2198 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2199 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2200 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2201 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2202 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2203 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2204 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2205 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2206 pendenti attraverso una \func{exec}.
2208 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2209 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2210 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2211 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2212 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2213 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2214 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2215 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2217 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2218 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2219 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2220 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2221 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2222 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2223 successivo con \func{fcntl}.
2225 \begin{figure}[!htb]
2226 \footnotesize \centering
2227 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
2228 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2231 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2232 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2233 \label{fig:signalfd_siginfo}
2236 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2237 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2238 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2239 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2240 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2241 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2242 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2243 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2244 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2246 \begin{figure}[!htb]
2247 \footnotesize \centering
2248 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2249 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2252 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2253 \file{FifoReporter.c}.}
2254 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2257 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2258 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2259 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2260 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2261 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2262 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2263 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2264 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2266 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2267 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2268 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2269 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2270 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2271 \texttt{FifoReporter.c}).
2273 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2274 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2275 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2276 (\texttt{\small 12-16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2277 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2278 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2281 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2282 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2283 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2284 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2285 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2286 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25})
2287 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2288 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2289 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di
2290 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2291 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33}) dovrà essere aggiunto con
2292 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2294 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2295 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una
2296 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2297 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2298 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2301 \begin{figure}[!htb]
2302 \footnotesize \centering
2303 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2304 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2307 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2308 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2311 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2312 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2313 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2314 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2315 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2316 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2317 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2318 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2319 stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un segnale.\footnote{per
2320 semplificare il codice non si è trattato il caso in cui \func{epoll\_wait}
2321 viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti quelli che possano
2322 interessare siano stati predisposti per la notifica tramite file descriptor,
2323 per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal programma.}
2325 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2326 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2327 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2328 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2329 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2330 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2331 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2332 \var{events[i].data.fd}.
2334 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2335 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2336 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2337 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2338 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2339 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2340 siano dati da leggere.
2342 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2343 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2344 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2345 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2346 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2347 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2348 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2349 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2350 saranno più dati da leggere.
2352 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2353 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2354 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2355 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2356 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2357 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2358 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2359 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2360 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2361 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2364 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2365 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2366 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2367 letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin tanto che la
2368 funzione \func{read} non restituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2369 (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato per il file
2370 descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso di
2371 errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si stampa
2372 anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2374 Se invece vi sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small
2375 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto
2376 (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2377 (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2378 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2379 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2381 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2382 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2383 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2385 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2386 FifoReporter starting, pid 4568
2389 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2391 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2399 mentre inviando un segnale:
2401 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2409 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2416 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2424 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2425 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2426 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2427 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2428 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2429 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2430 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2431 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2432 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2433 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2436 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2437 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2438 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2439 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2440 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2441 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2442 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2443 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2444 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2445 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2449 \fhead{sys/timerfd.h}
2450 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2452 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2455 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2456 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2458 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2459 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2460 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2461 precedenti il 2.6.27.
2462 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2463 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2464 associati al file descriptor.
2465 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2466 descriptor di \func{signalfd}.
2468 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2472 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2473 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2474 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2475 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2476 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2477 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2478 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2479 restituito,\footnote{il flag è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27,
2480 per le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve
2481 essere specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2482 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2487 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2489 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2492 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2493 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2494 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2495 chiusura automatica del file descriptor nella
2496 esecuzione di \func{exec}.\\
2499 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2500 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2502 \label{tab:timerfd_flags}
2505 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2506 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2507 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2508 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2509 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2510 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2511 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2512 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2513 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2514 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2515 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2517 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2518 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2519 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2520 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2521 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2524 \fhead{sys/timerfd.h}
2525 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2526 const struct itimerspec *new\_value,\\
2527 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2529 \fdesc{Arma un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2532 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2533 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2535 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2537 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2539 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2540 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2541 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2546 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2547 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2548 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2549 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2550 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2551 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2553 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2554 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2555 ripetere quanto detto in quell'occasione; per brevità si ricordi che
2556 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2557 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità. L'unica differenza
2558 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2559 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2560 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2561 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}
2562 (l'analogo di \const{TIMER\_ABSTIME}).
2564 L'ultima funzione di sistema prevista dalla nuova interfaccia è
2565 \funcd{timerfd\_gettime}, che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo
2569 \fhead{sys/timerfd.h}
2570 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2572 \fdesc{Legge l'impostazione di un timer associato ad un file descriptor di
2576 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2577 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2579 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2581 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2582 con \func{timerfd\_create}.
2583 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2588 La funzione consente di rileggere le impostazioni del timer associato al file
2589 descriptor \param{fd} nella struttura \struct{itimerspec} puntata
2590 da \param{curr\_value}. Il campo \var{it\_value} riporta il tempo rimanente
2591 alla prossima scadenza del timer, che viene sempre espresso in forma relativa,
2592 anche se lo si è armato specificando \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}. Un valore
2593 nullo (di entrambi i campi di \var{it\_value}) indica invece che il timer non
2594 è stato ancora armato. Il campo \var{it\_interval} riporta la durata
2595 dell'intervallo di ripetizione del timer, ed un valore nullo (di entrambi i
2596 campi) indica che il timer è stato impostato per scadere una sola volta.
2598 Il timer creato con \func{timerfd\_create} notificherà la sua scadenza
2599 rendendo pronto per la lettura il file descriptor ad esso associato, che
2600 pertanto potrà essere messo sotto controllo con una qualunque delle varie
2601 funzioni dell'I/O multiplexing viste in precedenza. Una volta che il file
2602 descriptor risulta pronto sarà possibile leggere il numero di volte che il
2603 timer è scaduto con una ordinaria \func{read}.
2605 La funzione legge il valore in un dato di tipo \type{uint64\_t}, e necessita
2606 pertanto che le si passi un buffer di almeno 8 byte, fallendo con
2607 \errvl{EINVAL} in caso contrario, in sostanza la lettura deve essere
2608 effettuata con una istruzione del tipo:
2609 \includecodesnip{listati/readtimerfd.c}
2611 Il valore viene restituito da \func{read} seguendo l'ordinamento dei bit
2612 (\textit{big-endian} o \textit{little-endian}) nativo della macchina in uso,
2613 ed indica il numero di volte che il timer è scaduto dall'ultima lettura
2614 eseguita con successo, o, se lo si legge per la prima volta, da quando lo si è
2615 impostato con \func{timerfd\_settime}. Se il timer non è scaduto la funzione
2616 si blocca fino alla prima scadenza, a meno di non aver creato il file
2617 descriptor in modalità non bloccante con \const{TFD\_NONBLOCK} o aver
2618 impostato la stessa con \func{fcntl}, nel qual caso fallisce con l'errore di
2622 % TODO trattare qui eventfd introdotte con il 2.6.22
2625 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2626 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2628 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2629 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2630 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2631 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2632 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2633 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2634 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2635 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2636 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2637 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2638 operazioni di I/O volute.
2641 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2642 \label{sec:signal_driven_io}
2644 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2646 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2647 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2648 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2649 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2650 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2651 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2652 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2653 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2654 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2655 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2656 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2657 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2660 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2661 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2662 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2663 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2664 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2665 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2666 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2667 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2668 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2669 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2670 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2673 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2675 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2676 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2677 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2678 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2679 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2680 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2681 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2682 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2683 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2684 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2687 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2688 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2689 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2690 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2691 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2692 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2693 verrebbero notificati una volta sola.
2695 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2696 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2697 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2698 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2699 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2700 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2701 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2703 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2704 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2705 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2706 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2707 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2708 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2709 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2710 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2711 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2713 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2714 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2715 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2716 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2717 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2718 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2719 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2722 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2723 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2724 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2725 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2726 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2727 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2728 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2729 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2730 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2731 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2733 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2735 \itindend{signal~driven~I/O}
2739 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2740 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2742 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2743 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2744 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2745 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2746 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2747 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2748 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2749 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2750 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2751 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2752 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2753 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2754 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2757 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2758 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2759 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2760 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2761 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2762 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2763 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2764 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2765 nessuna funzionalità di notifica.
2767 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2768 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2769 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2770 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2771 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2772 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2773 \itindex{polling} \textit{polling}.
2775 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2776 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2777 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2778 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2779 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2780 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2781 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2783 \itindbeg{file~lease}
2785 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2786 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2787 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2788 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2789 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2791 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2792 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2793 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2794 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2795 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2796 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2797 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2798 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2799 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2800 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2802 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2803 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2804 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2805 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2806 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2807 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2809 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2810 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2811 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2812 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2813 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2814 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2815 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2816 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2821 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2823 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2826 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2827 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2828 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2831 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2832 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2833 \const{F\_GETLEASE}.}
2834 \label{tab:file_lease_fctnl}
2837 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2838 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2839 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2840 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2841 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2842 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2844 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2845 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2846 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2847 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2848 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2849 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2850 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2851 \textit{lease} su qualunque file.
2853 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2854 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2855 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2856 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2857 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2858 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2859 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2860 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2861 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2862 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2863 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2864 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2865 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2866 operazioni di lettura e scrittura.
2868 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2869 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2870 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2871 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2872 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2873 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2874 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2875 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2876 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2877 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2880 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2881 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2882 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2883 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2884 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2885 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2886 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2887 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2888 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2890 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2891 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2892 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2893 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2894 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2895 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2896 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2897 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2898 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2902 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2903 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2904 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2905 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2906 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2907 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2908 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2909 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2910 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2911 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2912 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2913 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2914 \struct{siginfo\_t}.
2916 \itindend{file~lease}
2921 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2923 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2926 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2927 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2928 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2929 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2930 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2931 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2932 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2933 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2934 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2936 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2937 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2938 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2939 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2940 directory (con \func{rename}).\\
2941 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2942 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2944 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2948 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2949 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2950 \label{tab:file_notify}
2953 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2954 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2955 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2956 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2957 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2958 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2959 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2961 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2962 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2963 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2964 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2965 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2966 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2967 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2968 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2969 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2970 specificare un valore nullo.
2974 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2975 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2976 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2977 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2978 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2979 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2980 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2982 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2983 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2984 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2985 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2986 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2987 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2988 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2989 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2990 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2994 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2995 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2996 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2997 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2998 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2999 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
3000 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
3001 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
3002 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
3004 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3005 {int inotify\_init(void)}
3007 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
3009 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
3010 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3012 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
3013 \textit{inotify} consentite all'utente.
3014 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
3016 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
3022 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
3023 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
3024 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
3025 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
3026 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
3027 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3028 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
3029 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
3030 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
3031 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
3032 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
3033 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
3034 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
3035 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
3036 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
3038 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
3039 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
3040 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
3041 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
3042 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
3043 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
3044 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
3045 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
3046 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
3047 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
3048 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
3049 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
3050 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
3052 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
3053 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
3054 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
3055 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
3056 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
3057 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
3058 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
3059 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3060 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
3062 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
3064 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
3065 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3067 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
3068 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
3069 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
3070 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
3071 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
3073 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
3076 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3077 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3078 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3079 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
3080 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
3081 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3082 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3083 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3084 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3085 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3086 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3087 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3088 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
3089 un solo file descriptor.
3091 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3092 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3093 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3094 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3095 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3096 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3097 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3098 flag della prima parte.
3103 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
3105 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3108 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3110 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3111 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
3112 (o sugli attributi estesi, vedi
3113 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3114 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3116 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3118 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3119 directory in una directory sotto
3121 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3122 directory in una directory sotto
3124 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3125 directory) sotto osservazione.\\
3126 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3127 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3128 directory) sotto osservazione.\\
3129 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3130 directory sotto osservazione.\\
3131 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3132 directory sotto osservazione.\\
3133 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3135 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3136 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3137 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3138 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3139 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3140 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3141 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3145 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3146 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3147 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3148 \label{tab:inotify_event_watch}
3151 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3152 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3153 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3154 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3155 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3156 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3157 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3158 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3159 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3164 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3166 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3169 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3171 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3172 nell'argomento \param{mask}, invece di
3174 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3175 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3177 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3178 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3179 quelli per i file che contiene.\\
3182 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3183 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3184 modalità di osservazione.}
3185 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3188 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3189 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3190 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3191 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3192 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3194 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3195 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3196 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3197 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3198 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3199 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3200 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3201 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3202 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3204 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3205 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3206 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3207 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3208 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3209 sarà più notificato.
3211 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3212 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3213 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3214 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3215 la eventuale rimozione dello stesso.
3217 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3218 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3220 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3221 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3223 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3225 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3226 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3228 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3230 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3231 non è associato ad una coda di notifica.
3236 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3237 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3238 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3239 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3240 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3241 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3242 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3243 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3244 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3245 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3246 \func{inotify\_rm\_watch}.
3248 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3249 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3250 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3251 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3252 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3253 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3254 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3255 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3257 \begin{figure}[!htb]
3258 \footnotesize \centering
3259 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3260 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3263 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3264 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3265 \label{fig:inotify_event}
3268 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3269 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3270 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3271 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3272 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3273 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3274 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3275 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3276 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3277 il numero di file che sono cambiati.
3279 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3280 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3281 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3282 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3283 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3284 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3285 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3286 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3287 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3288 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3289 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3294 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3296 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3299 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3300 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3301 che in maniera implicita per la rimozione
3302 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3303 filesystem su cui questo si trova.\\
3304 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3305 (consente così di distinguere, quando si pone
3306 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3307 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3309 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3310 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3311 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3312 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3313 osservazione è stato smontato.\\
3316 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3317 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3318 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3321 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3322 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3323 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3324 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3325 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3326 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3328 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3329 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3330 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3331 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3332 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3334 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3335 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3336 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3337 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3338 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3339 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3340 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3341 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3342 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3343 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3344 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3345 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3347 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3348 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3349 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3350 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3351 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3352 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3354 \begin{figure}[!htbp]
3355 \footnotesize \centering
3356 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3357 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3360 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3361 \label{fig:inotify_monitor_example}
3364 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3365 programma inizia controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno
3366 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3367 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3368 passa (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3369 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3372 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3373 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3374 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3375 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3376 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3377 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3378 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3379 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3380 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3381 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3383 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3384 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3385 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3386 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3387 si saranno verificati eventi.
3389 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3390 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3391 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3392 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3393 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3394 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3395 errore di lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio
3396 di errore (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una
3397 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3400 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3401 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3402 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3403 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3404 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3405 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3406 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3407 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3408 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3409 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3410 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3411 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3413 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3414 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3415 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3416 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3417 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3418 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3419 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3420 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3421 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3422 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3423 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3424 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3425 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3426 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3428 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3429 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3432 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3434 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3437 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3442 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3443 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3444 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3445 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3446 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3447 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3448 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3449 tale evenienza non si verificherà mai.
3451 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3452 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3453 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3454 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3455 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3456 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3457 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3458 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3459 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3460 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3461 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3462 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3463 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3464 chiamata di \func{read}.
3466 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3467 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3468 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3469 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3470 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3471 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3472 raggruppati in un solo evento.
3476 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3477 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3480 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3481 \label{sec:file_asyncronous_io}
3483 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3484 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3487 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3488 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3489 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3490 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3491 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3492 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3493 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3495 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3496 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3497 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3498 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3499 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3500 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3501 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3502 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3505 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3506 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3507 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3508 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3509 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3510 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3511 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3514 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3515 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3516 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3517 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3518 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3519 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3520 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3522 \begin{figure}[!htb]
3523 \footnotesize \centering
3524 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3525 \includestruct{listati/aiocb.h}
3528 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3530 \label{fig:file_aiocb}
3533 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3534 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3535 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3536 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3537 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3538 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3539 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3540 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3541 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3542 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3543 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3544 del blocco di dati da trasferire.
3546 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3547 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3548 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3549 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3550 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3551 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3552 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3553 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3554 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3555 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3556 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3558 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3559 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3560 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3561 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3562 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3564 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3565 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3566 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3567 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3571 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3572 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3574 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3575 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3578 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3579 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3581 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3582 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3583 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3584 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3585 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3590 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3591 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3592 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3593 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3594 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3595 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3596 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3597 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3600 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3601 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3602 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3603 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3604 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3605 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3606 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3607 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3608 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3610 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3611 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3612 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3613 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3614 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3615 errore; il suo prototipo è:
3616 \begin{prototype}{aio.h}
3617 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3619 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3622 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3623 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3627 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3628 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3629 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3630 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3631 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3632 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3633 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3634 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3635 \func{write} e \func{fsync}.
3637 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3638 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3639 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3640 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3642 \begin{prototype}{aio.h}
3643 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3645 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3648 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3652 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3653 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3654 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3655 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3656 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3658 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3659 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3660 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3661 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3662 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3665 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3666 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3667 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3668 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3670 \begin{prototype}{aio.h}
3671 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3673 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3675 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3676 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3677 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3680 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3681 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3682 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3683 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3684 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3685 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3686 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3687 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3689 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3690 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3691 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3692 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3693 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3695 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3696 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3697 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3698 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3700 \begin{prototype}{aio.h}
3701 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3703 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3706 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3707 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3708 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3712 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3713 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3714 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3715 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3716 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3717 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3718 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3719 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3720 \headfile{aio.h}) sono tre:
3721 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3722 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3723 cancellazione sono state già completate,
3725 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3728 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3729 corso e non sono state cancellate.
3732 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3733 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3734 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3735 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3736 del loro avvenuto completamento.
3738 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3739 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3740 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3741 specifica operazione; il suo prototipo è:
3742 \begin{prototype}{aio.h}
3743 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3746 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3747 operazioni specificate da \param{list}.
3749 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3750 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3753 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3755 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3756 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3761 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3762 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3763 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3764 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3765 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3766 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3767 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3768 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3769 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3771 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3772 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3773 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3774 \begin{prototype}{aio.h}
3775 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3778 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3779 secondo la modalità \param{mode}.
3781 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3782 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3784 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3786 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3787 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3788 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3789 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3790 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3795 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3796 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3797 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3798 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3799 che può prendere i valori:
3800 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3801 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3802 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3803 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3805 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3806 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3807 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3808 quelle non completate.
3810 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3811 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3812 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3813 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3814 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3815 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3816 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3819 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3820 \label{sec:file_advanced_io}
3822 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3823 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3824 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3825 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3826 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3827 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3831 \subsection{File mappati in memoria}
3832 \label{sec:file_memory_map}
3834 \itindbeg{memory~mapping}
3835 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3836 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3837 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3838 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3839 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3840 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3844 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3845 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3846 mappatura in memoria di un file.}
3847 \label{fig:file_mmap_layout}
3850 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3851 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3852 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3853 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3854 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3855 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3856 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3857 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3858 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3859 \textsl{memoria mappata su file}.
3861 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3862 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3863 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3864 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3865 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3866 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3869 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3870 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3871 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3872 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3873 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3874 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3877 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3878 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3879 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3880 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3881 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3883 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3884 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3885 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3890 \headdecl{sys/mman.h}
3892 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3895 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3897 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3898 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3899 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3901 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3902 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3903 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3904 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3905 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3906 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3907 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3908 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3909 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3910 dimensione delle pagine).
3911 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3912 \param{fd} è aperto in scrittura.
3913 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3914 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3915 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3916 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3917 numero di mappature possibili.
3918 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3920 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3921 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3922 l'opzione \texttt{noexec}.
3923 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3924 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3929 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3930 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3931 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3932 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3937 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3939 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3942 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3943 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3944 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3945 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3948 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3949 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3950 \label{tab:file_mmap_prot}
3953 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3954 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3955 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3956 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3957 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3958 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3959 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3960 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3961 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3962 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3963 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3964 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3966 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3967 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3968 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3969 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3970 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3971 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3976 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3978 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3981 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3982 da \param{start}, se questo non può essere usato
3983 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3984 valore di \param{start} deve essere allineato
3985 alle dimensioni di una pagina.\\
3986 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3987 riportati sul file e saranno immediatamente
3988 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3989 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3990 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3991 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3992 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3993 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3994 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3995 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3996 privata cui solo il processo chiamante ha
3997 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3998 il meccanismo del \textit{copy on
3999 write} \itindex{copy~on~write} e
4000 salvate su swap in caso di necessità. Non è
4001 specificato se i cambiamenti sul file originale
4002 vengano riportati sulla regione
4003 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
4004 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
4005 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
4006 (veniva usato per segnalare che tentativi di
4007 scrittura sul file dovevano fallire con
4008 \errcode{ETXTBSY}).\\
4009 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
4010 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
4011 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
4012 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
4014 modifiche fatte alla regione mappata, in
4015 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
4016 memoria disponibile, si ha l'emissione di
4017 un \signal{SIGSEGV}.\\
4018 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
4020 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
4021 Indica che la mappatura deve essere effettuata
4022 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
4023 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
4024 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
4025 ignorati.\footnotemark\\
4026 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
4027 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
4028 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
4029 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
4030 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
4031 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
4032 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
4033 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
4034 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
4035 necessarie alla mappatura.\\
4036 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
4037 non causa I/O.\footnotemark\\
4038 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
4039 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
4041 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
4042 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
4043 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
4047 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
4048 \label{tab:file_mmap_flag}
4051 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
4054 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
4055 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
4056 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
4057 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
4059 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
4060 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
4061 parleremo più avanti.}
4063 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
4064 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
4065 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
4066 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
4067 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
4068 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
4069 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
4072 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4073 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4074 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4075 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4076 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
4077 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
4078 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
4079 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
4081 \begin{figure}[!htb]
4083 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4084 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4085 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4086 \label{fig:file_mmap_boundary}
4089 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4090 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4091 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4092 bordo della pagina successiva.
4094 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
4095 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
4096 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
4097 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
4098 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
4101 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4102 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4103 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4104 quella della mappatura in memoria.
4106 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
4107 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
4108 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
4109 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
4110 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4112 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4113 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4114 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4115 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4116 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
4117 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
4118 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
4119 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
4120 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
4121 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
4125 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4126 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4127 alla lunghezza richiesta.}
4128 \label{fig:file_mmap_exceed}
4131 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4132 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4133 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4134 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4135 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4136 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4137 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4138 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4141 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4142 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4143 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4144 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4145 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4146 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4147 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4148 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4149 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4151 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4152 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4153 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4154 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4155 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4156 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4157 sistema della memoria virtuale.
4159 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4160 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4161 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4162 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4163 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4165 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4166 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4167 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4168 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4169 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4170 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4173 \headdecl{sys/mman.h}
4175 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4177 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4179 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4180 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4182 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4183 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4185 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4186 precedentemente mappata.
4191 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4192 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4193 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4194 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4195 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4196 del file aggiornato.
4202 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4204 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4207 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4208 quando questa è stata completata.\\
4209 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4210 non attendendo che questa sia finita.\\
4211 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4212 in memoria così da rendere necessaria una
4213 rilettura immediata delle stesse.\\
4216 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4217 \label{tab:file_mmap_msync}
4220 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4221 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4222 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4223 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4224 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4225 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4226 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4227 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4228 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4230 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4231 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4234 \headdecl{sys/mman.h}
4236 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4238 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4240 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4241 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4243 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4244 precedentemente mappata.
4249 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4250 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4251 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4252 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4253 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4254 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4255 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4256 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4257 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4259 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4260 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4261 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4262 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4263 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4265 % \headdecl{unistd.h}
4266 \headdecl{sys/mman.h}
4268 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4270 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4273 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4274 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4276 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4277 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4278 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4279 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4280 ha solo accesso in lettura.
4281 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4282 % necessarie all'interno del kernel.
4283 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4286 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4291 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4292 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4293 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4294 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4295 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4296 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4298 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4299 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4300 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4301 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4304 \headdecl{sys/mman.h}
4306 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4307 new\_size, unsigned long flags)}
4309 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4311 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4312 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4313 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4316 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4318 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4319 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4320 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4321 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4322 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4323 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4324 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4330 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4331 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4332 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4333 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4334 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4335 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4336 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4337 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4338 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4339 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4340 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4341 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4343 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4344 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4345 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4346 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4347 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4348 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4349 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4351 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4352 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4353 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4354 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4355 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4356 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4358 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4359 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4360 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4361 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4362 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4363 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4364 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4365 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4366 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4367 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4368 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4370 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4371 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4372 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4373 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4374 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4375 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4376 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4377 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4378 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4379 \textit{memory mapping}.
4381 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4382 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4383 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4384 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4385 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4386 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4387 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4388 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4390 \headdecl{sys/mman.h}
4392 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4393 ssize\_t pgoff, int flags)}
4395 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4397 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4398 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4400 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4401 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4402 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4407 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4408 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4409 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4410 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4411 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4412 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4415 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4416 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4417 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4418 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4419 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4420 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4421 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4422 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4424 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4425 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4426 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4427 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4428 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4429 \textit{memory mapping}.
4431 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4432 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4433 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4434 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4435 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4436 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4437 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4438 interessate dal \textit{memory mapping}.
4440 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4441 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4442 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4443 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4444 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4445 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4446 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4447 \const{MAP\_POPULATE}.
4449 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4450 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4451 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4452 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4453 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4454 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4455 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4457 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4458 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4459 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4460 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4461 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4462 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4464 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4465 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4466 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4467 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4468 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4469 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4471 \headdecl{sys/mman.h}
4473 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4475 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4477 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4478 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4480 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4481 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4482 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4483 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4484 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4485 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4486 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4487 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4488 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4489 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4492 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4496 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4497 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4498 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4499 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4500 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4501 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4502 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4503 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4504 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4505 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4506 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4507 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4512 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4514 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4517 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4518 di default usato quando non si è chiamato
4520 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4521 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4522 anticipata con il meccanismo del
4523 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4524 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4525 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4526 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4527 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4528 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4529 scartare immediatamente le pagine una volta che
4530 queste siano state lette.\\
4531 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4532 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4533 deve essere incentivata.\\
4534 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4535 futuro, pertanto le pagine possono essere
4536 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4537 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4538 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4539 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4541 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4542 relativo supporto sottostante; è supportato
4543 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4544 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4545 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4546 ereditato dal processo figlio dopo una
4547 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4548 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4549 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4550 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4551 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4552 causare problemi per l'hardware che esegue
4553 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4554 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4555 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4556 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4557 principalmente ad uso dei sistemi di
4558 virtualizzazione).\footnotemark\\
4561 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4562 \label{tab:madvise_advice_values}
4565 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4568 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4569 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4570 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4571 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4572 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4573 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4574 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4575 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4576 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4577 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4579 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4580 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4581 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4582 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4583 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4584 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4585 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4586 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4587 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4589 \itindend{memory~mapping}
4592 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4593 \label{sec:file_multiple_io}
4595 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4596 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4597 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4598 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4599 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4600 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4601 contare sulla atomicità delle operazioni.
4603 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4604 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4605 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4606 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4607 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4608 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4609 relativi prototipi sono:
4611 \headdecl{sys/uio.h}
4613 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4614 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4616 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4618 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4619 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4620 assumerà uno dei valori:
4622 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4623 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4624 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4625 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4626 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4627 non ci sono dati in lettura.
4628 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4630 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4631 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4632 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4633 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4636 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4637 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4638 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4639 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4640 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4642 \begin{figure}[!htb]
4643 \footnotesize \centering
4644 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4645 \includestruct{listati/iovec.h}
4648 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4650 \label{fig:file_iovec}
4653 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4654 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4655 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4656 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4657 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4658 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4659 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4660 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4661 specificati nel vettore \param{vector}.
4663 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4664 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4665 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4666 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4667 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4668 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4669 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4670 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4672 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4673 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4674 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4675 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4676 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4677 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4678 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4680 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4681 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4682 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4683 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4684 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4685 corrispondenti a quanto aspettato.
4687 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4688 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4689 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4690 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4691 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4692 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4693 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4694 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4695 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4696 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4697 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4698 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4699 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4701 \headdecl{sys/uio.h}
4703 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4705 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4708 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4711 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4712 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4713 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4714 per \var{errno} anche i valori:
4716 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4717 usato come \type{off\_t}.
4718 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4723 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4724 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4725 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4726 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4727 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4728 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4730 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4731 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4732 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4733 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4734 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4735 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4739 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4741 \label{sec:file_sendfile_splice}
4743 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4744 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4745 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4746 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4748 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4749 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4750 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4751 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4752 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4753 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4754 questo tipo di situazioni.
4756 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4757 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4758 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4759 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4760 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4761 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4762 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4763 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4764 di \funcd{sendfile} è:
4766 \headdecl{sys/sendfile.h}
4768 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4771 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4773 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4774 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4777 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4778 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4779 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4780 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4782 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4783 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4786 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4790 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4791 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4792 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4793 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4794 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4797 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4798 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4799 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4800 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4801 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4802 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4803 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4804 letti da \param{in\_fd}.
4806 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4807 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4808 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4809 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4810 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4811 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4812 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4813 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4814 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4815 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4816 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4817 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4818 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4819 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4820 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4822 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4823 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4824 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4825 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4826 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4827 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4828 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4829 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4830 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4831 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4832 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4833 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4834 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4835 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4836 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4837 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4839 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4840 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4841 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4842 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4843 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4844 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4845 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4847 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4848 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4849 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4850 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4851 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4852 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4853 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4854 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4855 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4856 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4857 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4858 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4859 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4860 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4861 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4862 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4863 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4864 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4865 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4867 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4868 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4869 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4870 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4871 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4872 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4873 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4874 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4875 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4876 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4877 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4878 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4879 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4880 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4881 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4882 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4885 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4886 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4887 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4888 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4889 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4890 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4891 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4892 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4893 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4894 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4895 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4900 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4901 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4903 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4905 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4906 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4909 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4910 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4911 aperti in lettura o scrittura.
4912 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4913 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4914 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4915 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4917 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4919 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4920 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4925 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4926 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4927 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4928 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4929 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4930 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4931 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4932 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4934 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4935 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4936 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4937 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4938 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4939 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4940 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4941 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4942 il suddetto file in modalità non bloccante).
4944 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4945 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4946 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4947 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4948 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4949 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4950 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4951 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4952 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4953 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4954 specificato come valore non nullo.
4956 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4957 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4958 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4959 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4960 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4961 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4962 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4967 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4969 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4972 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4973 di memoria contenenti i dati invece di
4974 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4976 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4977 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4978 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4979 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4980 questo significa che la funzione potrà
4981 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4982 file descriptor (a meno che anch'essi non
4983 siano stati aperti in modalità non
4985 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4986 ulteriori dati in una \func{splice}
4987 successiva, questo è un suggerimento utile
4988 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4989 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4990 solo da \func{splice}, potrà essere
4991 implementato in futuro anche per
4992 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4993 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4994 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4995 se impostato una seguente \func{splice} che
4996 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4997 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4998 essere copiate; per usare questa opzione i
4999 dati dovranno essere opportunamente allineati
5000 in posizione ed in dimensione alle pagine di
5001 memoria. Viene usato soltanto da
5005 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
5006 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
5008 \label{tab:splice_flag}
5011 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
5012 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
5013 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
5014 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
5015 saranno comunque copiate.}
5017 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
5018 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
5019 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
5020 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
5021 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
5023 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
5024 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
5027 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
5028 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
5029 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
5030 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
5031 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
5032 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
5033 fig.~\ref{fig:splice_example}.
5035 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
5036 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
5037 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
5038 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
5039 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
5043 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
5044 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
5045 \label{fig:splicecp_data_flux}
5048 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
5049 (\texttt{\small 13-16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
5050 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
5051 (\texttt{\small 18-22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23-27}) ed
5052 infine (\texttt{\small 28-31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
5054 \begin{figure}[!htbp]
5055 \footnotesize \centering
5056 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5057 \includecodesample{listati/splicecp.c}
5060 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
5062 \label{fig:splice_example}
5065 Il ciclo principale (\texttt{\small 33-58}) inizia con la lettura dal file
5066 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34-35}), in questo
5067 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
5068 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
5069 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
5070 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5071 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5072 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
5074 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5075 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5076 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5077 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5078 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
5079 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5080 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5081 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37-44}) c'è stato un
5082 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
5083 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5084 (\texttt{\small 41-43}).
5086 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5087 (\texttt{\small 45-57}); questo inizia (\texttt{\small 46-47}) con la
5088 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5089 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5090 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5091 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5092 del file di destinazione.
5094 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5095 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5096 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5097 (\texttt{\small 48-55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5098 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5099 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5100 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5101 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5102 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5103 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5104 presenti sul buffer.
5106 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5107 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5108 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
5109 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
5110 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
5112 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
5113 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
5114 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
5115 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
5116 genere di migliorare le prestazioni.
5118 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5119 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5120 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5121 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
5122 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5123 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5125 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5126 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5127 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5131 \headdecl{sys/uio.h}
5133 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5134 nr\_segs, unsigned int flags)}
5136 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5138 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5139 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5142 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5143 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5144 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5145 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5146 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5152 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5153 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5154 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5155 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5156 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5157 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5158 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5159 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5160 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5161 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5162 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5163 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5165 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5166 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5167 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5168 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5169 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5170 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5171 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5172 eseguire una copia dei dati che contengono.
5174 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5175 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5176 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5177 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5178 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5179 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5183 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5186 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5188 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5189 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5192 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5193 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5194 stessa \textit{pipe}.
5195 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5201 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5202 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5203 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5204 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5205 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5206 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5207 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5208 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5209 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5210 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5211 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5212 funzione non bloccante.
5214 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5215 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5216 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5217 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5218 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5219 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5220 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5221 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5222 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5223 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5224 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5225 allegati alla guida.
5227 \begin{figure}[!htbp]
5228 \footnotesize \centering
5229 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5230 \includecodesample{listati/tee.c}
5233 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5234 standard input sullo standard output e su un file.}
5235 \label{fig:tee_example}
5238 La prima parte del programma (\texttt{\small 10-35}) si cura semplicemente di
5239 controllare (\texttt{\small 11-14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5240 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15-19}) e che sia lo
5241 standard input (\texttt{\small 20-27}) che lo standard output (\texttt{\small
5242 28-35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5244 Il ciclo principale (\texttt{\small 37-58}) inizia con la chiamata a
5245 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5246 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5247 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5248 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5249 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5250 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5251 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42-44}) o si stampa un messaggio
5252 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44-47}).
5254 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5255 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5256 scrittura (\texttt{\small 50-58}) in cui si ripete una chiamata a
5257 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5258 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5259 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5260 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5262 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5263 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5264 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5265 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5266 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5267 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5268 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5269 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5270 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5271 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5272 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5273 copiati i puntatori.
5275 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5278 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5279 \label{sec:file_fadvise}
5281 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5282 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5283 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5284 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5285 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5286 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5288 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5289 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5290 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5291 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5292 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5293 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5294 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5297 \itindbeg{read-ahead}
5299 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5300 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5301 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5302 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5303 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5304 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5305 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5309 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5311 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5313 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5314 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5316 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5317 valido o non è aperto in lettura.
5318 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5319 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5324 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5325 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5326 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5327 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5328 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5329 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5330 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5332 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5333 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5334 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5335 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5336 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5337 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5338 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5339 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5340 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5342 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5343 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5344 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5345 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5346 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5347 nelle operazioni successive.
5349 \itindend{read-ahead}
5351 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5352 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5353 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5354 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5355 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5356 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5357 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5358 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5359 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5360 valore di almeno 600, è:
5364 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5366 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5368 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5369 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5371 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5373 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5374 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5375 (come una pipe o un socket).
5376 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5377 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5382 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5383 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5384 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5385 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5386 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5387 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5388 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5389 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5390 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5391 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5392 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5393 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5394 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5395 che utilizza semplicemente l'informazione.
5400 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5402 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5405 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5406 riguardo le modalità di accesso, il
5407 comportamento sarà identico a quello che si
5408 avrebbe senza nessun avviso.\\
5409 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5410 accedere ai dati specificati in maniera
5411 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5413 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5414 completamente causale.\\
5415 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5416 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5417 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5420 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5421 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5423 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5426 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5427 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5428 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5429 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5430 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5431 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5432 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5433 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5434 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5435 riportarsi al comportamento di default.
5437 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5438 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5439 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5440 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5441 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5442 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5443 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5444 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5445 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5447 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5448 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5449 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5450 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5451 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5452 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5453 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5454 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5456 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5457 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5458 specifica per le operazioni di scrittura,
5459 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5460 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5461 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5462 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5467 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5469 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5471 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5472 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5473 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5475 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5476 valido o non è aperto in scrittura.
5477 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5479 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5480 la dimensione massima consentita per un file.
5481 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5483 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5485 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5490 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5491 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5492 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5493 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5494 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5495 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5496 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5497 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5499 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5500 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5501 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5502 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5503 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5504 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5505 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5506 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5507 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5508 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5509 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5510 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5511 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5513 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5514 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5515 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5516 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5517 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5518 diventa effettivamente disponibile.
5520 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5521 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5522 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5523 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5524 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5525 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5526 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5527 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5528 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5529 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5531 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5532 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5533 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5534 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5535 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5536 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5537 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5539 \headdecl{linux/fcntl.h}
5541 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5543 Prealloca dello spazio disco per un file.
5545 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5546 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5548 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5549 valido aperto in scrittura.
5550 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5551 dimensioni massime di un file.
5552 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5553 minore o uguale a zero.
5554 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5556 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5557 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5558 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5559 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5560 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5562 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5566 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5567 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5568 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5569 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5570 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5571 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5572 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5573 dimensione corrente.
5575 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5576 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5577 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5578 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5581 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5582 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5584 % TODO aggiungere FALLOC_FL_ZERO_RANGE e FALLOC_FL_COLLAPSE_RANGE, inseriti
5585 % nel kenrel 3.15 (sul secondo vedi http://lwn.net/Articles/589260/)
5587 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5588 % http://lwn.net/Articles/432757/
5591 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5592 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5593 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5594 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5595 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5596 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5597 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5598 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5599 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5600 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5601 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5602 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5603 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5604 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5605 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5606 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5607 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5608 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5609 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5610 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5611 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5612 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5613 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5614 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5615 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5616 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5617 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5618 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5619 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5620 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5621 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5622 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5623 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5624 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5625 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5626 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5627 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5628 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5629 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5630 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5631 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5632 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5633 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5634 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5635 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5636 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5637 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5638 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5639 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5640 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5641 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5642 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5643 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5644 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5645 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5648 %%% Local Variables:
5650 %%% TeX-master: "gapil"
5652 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5653 % LocalWords: message kill received means exit