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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \textit{append mode}, quando più processi scrivono
33 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
34 in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \textit{race condition}; in generale le
37 situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo che scrive e
38 altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere informazioni scritte
39 solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui diversi processi
40 scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output sul file.
42 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
43 evitare le \textit{race condition}, attraverso una serie di funzioni che
44 permettono di bloccare l'accesso al file da parte di altri processi, così da
45 evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle operazioni di
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 \constd{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
191 \constd{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
192 \constd{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
193 \constd{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 \textit{inode}, dato
235 che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
236 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 \textit{linked list} di strutture
240 \kstructd{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
241 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \kstruct{inode} (per le
242 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{include/linux/fs.h} nei
243 sorgenti del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si
244 tratta di un lock in semantica BSD (\constd{FL\_FLOCK}) o POSIX
245 (\constd{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease} (\constd{FL\_LEASE}, vedi
246 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 \textit{file table} da cui si è richiesto
265 il blocco, che così ne identifica il titolare. Il puntatore è mantenuto nel
266 campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i
267 \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 \textit{file table}
272 corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se ricordiamo quanto
273 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè
274 che i file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio
275 puntano sempre alla stessa voce nella \textit{file table}, si può capire
276 immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
277 \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 \textit{file
281 table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
282 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
283 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
284 \textit{file table}, come accade tutte le volte che si apre più volte lo
285 stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo figlio. Inoltre una
286 volta tolto un \textit{file lock} su un file, la rimozione avrà effetto su
287 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella \textit{file
288 table}, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
289 \func{fork}, anche per processi diversi.
291 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
292 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
293 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
294 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
295 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
296 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \textit{file table};
297 e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento
298 alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o
299 processi figli che mantengono ancora aperto un file descriptor, il
300 \textit{file lock} non viene rilasciato.
303 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
304 \label{sec:file_posix_lock}
306 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
307 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
308 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
309 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
310 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
315 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
316 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
319 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
320 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
322 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
323 \textit{file lock} da parte di altri processi.
324 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
325 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
326 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
327 un \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema riconosca sempre
329 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
330 di poter acquisire un \textit{file lock}.
331 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
332 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
333 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
335 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
338 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
339 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
340 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
341 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
342 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
343 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
344 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
345 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
346 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
347 con un'altra regione bloccata.
350 \footnotesize \centering
351 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
352 \includestruct{listati/flock.h}
355 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
356 \textit{file locking}.}
357 \label{fig:struct_flock}
360 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
361 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
362 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
363 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
364 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
365 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
366 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
367 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
369 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
370 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
371 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
372 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
373 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
374 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
375 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
377 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
378 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
379 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
380 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
381 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
382 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
383 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
384 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
386 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
387 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
388 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
389 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
390 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
391 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
392 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
398 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
400 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
403 \constd{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
404 \constd{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
405 \constd{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
408 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
409 \label{tab:file_flock_type}
412 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
413 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
414 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
415 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
417 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
418 \item[\constd{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
419 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
420 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
421 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
422 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
423 \item[\constd{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
424 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
425 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
426 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
427 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
428 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
429 \item[\constd{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
430 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
431 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
432 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
433 con un errore di \errcode{EINTR}.
436 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
437 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
438 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
439 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
440 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
441 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
442 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
443 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
444 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
445 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
446 per indicare quale è la regione bloccata.
448 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
449 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
450 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
451 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
452 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
453 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
454 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
455 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
456 stato effettivamente acquisito.
459 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
460 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}.}
461 \label{fig:file_flock_dead}
464 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
465 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
466 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
467 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
468 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
469 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
470 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
471 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
472 porta ad un \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche il processo 2 si
473 bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo. Per questo motivo
474 il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo, ed impedirle
475 restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che cerca di
476 acquisire un blocco che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
478 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
479 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
480 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
481 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
482 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
483 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
484 evidenziati solo i campi di \kstructd{file\_lock} significativi per la
485 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
486 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
487 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
488 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
489 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
490 sempre associato all'\textit{inode}, solo che in questo caso la titolarità non
491 viene identificata con il riferimento ad una voce nella \textit{file table},
492 ma con il valore del \ids{PID} del processo.
495 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
496 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
497 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
498 \label{fig:file_posix_lock}
501 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
502 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \textit{linked
503 list} delle strutture \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente
504 quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due
505 interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione richiesta
506 non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in base al
507 tipo di blocco, in caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed
510 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
511 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
512 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
513 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
514 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
515 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
516 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
517 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
518 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
520 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
521 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
522 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
523 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
524 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
525 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
526 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
527 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
528 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
530 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
531 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
532 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
533 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
534 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
535 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
536 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
537 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
538 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
539 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
540 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
541 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
542 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
544 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
545 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
546 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
547 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
548 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
549 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
550 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
551 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
553 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
554 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
555 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
556 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
557 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
559 \begin{figure}[!htbp]
560 \footnotesize \centering
561 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
562 \includecodesample{listati/Flock.c}
565 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
566 \label{fig:file_flock_code}
569 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
570 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
571 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
572 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
573 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
575 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
576 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
577 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
578 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
579 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
580 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
581 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
582 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
583 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
584 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
585 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
586 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
589 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
590 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
591 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
592 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
593 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
594 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
595 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
596 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
599 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
600 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
601 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
602 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
603 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
604 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
605 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
606 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
607 si esegue (\texttt{\small 41}).
609 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
610 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
611 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
612 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
613 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
614 tutti i blocchi vengono rilasciati.
616 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
617 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
618 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
621 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
625 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
626 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
627 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
628 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
629 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
630 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
633 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
634 Failed lock: Resource temporarily unavailable
637 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
638 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
639 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
640 del file con il comando:
643 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
644 Failed lock: Resource temporarily unavailable
647 se invece blocchiamo una regione con:
650 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
654 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
655 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
656 regioni si sovrappongono avremo che:
659 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
660 Failed lock: Resource temporarily unavailable
663 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
667 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
671 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
672 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
675 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
676 Failed lock: Resource temporarily unavailable
679 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
681 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
682 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
683 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
687 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
690 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
691 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
692 essere acquisito otterremo:
695 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
698 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
699 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
700 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
701 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
704 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
709 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
710 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
711 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
712 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
716 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
720 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
721 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
722 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
723 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
725 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
726 % \label{sec:file_lockf}
728 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
729 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
730 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
731 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
732 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
733 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
734 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
735 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
736 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
741 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
742 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
745 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
746 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
748 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
749 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
751 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
752 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
753 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
755 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
756 che hanno con \func{fcntl}.
760 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
761 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
762 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
763 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
764 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
765 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
766 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
767 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
768 ad un valore infinito positivo).
772 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
773 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
774 \label{fig:file_lockf_boundary}
777 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
778 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
779 consentiti sono i seguenti:
781 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
782 \item[\constd{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
783 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
784 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
785 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
786 \item[\constd{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
787 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
788 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
789 \item[\constd{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
790 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
791 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
792 \item[\constd{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
793 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
794 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
795 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
796 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
799 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
800 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
801 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
802 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
803 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
804 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
805 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
807 % TODO trattare i POSIX file-private lock introdotti con il 3.15,
808 % vedi http://lwn.net/Articles/586904/ correlato:
809 % http://www.samba.org/samba/news/articles/low_point/tale_two_stds_os2.html
811 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
812 \label{sec:file_mand_locking}
814 \itindbeg{mandatory~locking}
816 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
817 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
818 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
819 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
820 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
821 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
823 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
824 utilizzo particolare del bit \acr{sgid} dei permessi dei file. Se si ricorda
825 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
826 utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene eseguito un
827 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
828 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
829 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
830 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
831 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
832 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
833 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
834 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
835 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
836 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
839 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
840 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
841 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
842 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
843 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto
844 che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
845 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
846 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un blocco. Per
847 questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory locking} è di norma
848 disabilitata, e deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di
849 montaggio, specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
850 sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione \code{-o mand} per il
853 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
854 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
855 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
856 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
859 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
860 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
861 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
862 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
863 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
864 direttamente il \textit{file locking}.
866 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
867 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
868 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
869 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
872 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
873 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
874 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
875 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
876 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
878 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
879 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
880 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
881 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
882 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
883 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
884 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
885 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
886 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
888 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
889 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
890 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
891 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
892 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
893 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
894 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
895 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
896 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
897 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
898 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
899 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
900 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
901 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
902 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
903 possibilità di modificare il file.
905 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
906 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
907 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
908 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
909 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
910 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
911 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
912 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
915 % TODO il supporto è stato reso opzionale nel 4.5, verrà eliminato nel futuro
916 % (vedi http://lwn.net/Articles/667210/)
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}, che in certi casi le
942 funzioni di I/O eseguite su un file descriptor possono bloccarsi
943 indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i quali le
944 funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può avvenire per
945 alcuni file di dispositivo, come ad esempio una seriale o un terminale, o con
946 l'uso di file descriptor collegati a meccanismi di intercomunicazione come le
947 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi
948 sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In casi come questi ad esempio una operazione
949 di lettura potrebbe bloccarsi se non ci sono dati disponibili sul descrittore
950 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
972 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
973 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
974 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
975 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
976 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
977 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
978 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
979 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
980 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}, è
981 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
982 eseguire in continuazione delle \textit{system call} che nella gran parte dei
987 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
988 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
989 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
990 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
991 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
992 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
993 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
996 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
997 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
998 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
999 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
1000 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
1001 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
1004 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
1005 \label{sec:file_select}
1007 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1008 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1009 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1010 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1011 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1012 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1013 le \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1014 \acr{libc4} e le \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1015 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1018 \fhead{sys/select.h}
1019 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1021 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1022 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1025 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1026 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1028 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1029 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1030 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1031 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1032 o un valore non valido per \param{timeout}.
1034 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1037 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1038 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1039 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1040 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1043 \itindbeg{file~descriptor~set}
1045 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1046 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1047 \typed{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1048 maniera analoga a come un \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset})
1049 identifica un insieme di segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file
1050 descriptor set} si possono usare delle opportune macro di preprocessore:
1055 \fhead{sys/select.h}
1056 \fdecl{void \macrod{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1057 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1058 \fdecl{void \macrod{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1059 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1060 \fdecl{void \macrod{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1061 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1062 \fdecl{int \macrod{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1063 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1068 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1069 \macrod{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1070 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1071 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1072 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1073 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1074 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1075 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1077 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1078 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1079 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1080 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1081 eccede \macro{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1083 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1084 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1085 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1086 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1087 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1088 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1089 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1090 dati urgenti su un socket, (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1092 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1093 \macro{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente, la funzione richiede di
1094 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1095 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1096 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1097 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1098 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno. Si ricordi infatti che
1099 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1100 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo,
1101 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore comune.
1103 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con il puntatore ad una struttura
1104 di tipo \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un
1105 tempo massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a
1106 \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un
1107 tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a
1108 zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file
1109 descriptor, e così può essere utilizzata eseguire il \textit{polling} su un
1110 gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con tutti i \textit{file
1111 descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile anche su sistemi in
1112 cui non sono disponibili le funzioni avanzate di sez.~\ref{sec:sig_timer_adv},
1113 per tenere un processo in stato di \textit{sleep} con precisioni inferiori al
1116 In caso di successo la funzione restituisce il numero di file descriptor
1117 pronti, seguendo il comportamento previsto dallo standard
1118 POSIX.1-2001,\footnote{si tenga però presente che esistono alcune versioni di
1119 Unix che non si comportano in questo modo, restituendo un valore positivo
1120 generico.} e ciascun insieme viene sovrascritto per indicare quali sono i
1121 file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo da poterli
1122 controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece scade il tempo indicato
1123 da \param{timout} viene restituito un valore nullo e i \textit{file descriptor
1124 set} non vengono modificati. In caso di errore la funzione restituisce $-1$, i
1125 valori dei tre insiemi e di \param{timeout} sono indefiniti e non si può fare
1126 nessun affidamento sul loro contenuto; nelle versioni più recenti della
1127 funzione invece i \textit{file descriptor set} non vengono modificati anche in
1130 Si tenga presente infine che su Linux, in caso di programmazione
1131 \textit{multi-thread} se un file descriptor viene chiuso in un altro
1132 \textit{thread} rispetto a quello in cui si sta usando \func{select}, questa
1133 non subisce nessun effetto. In altre varianti di sistemi unix-like invece
1134 \func{select} ritorna indicando che il file descriptor è pronto, con
1135 conseguente possibile errore nel caso lo si usi senza che sia stato
1136 riaperto. Lo standard non prevede niente al riguardo e non si deve dare per
1137 assunto nessuno dei due comportamenti se si vogliono scrivere programmi
1140 \itindend{file~descriptor~set}
1142 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1143 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1144 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1145 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1146 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1147 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1148 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1149 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1150 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1151 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1152 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1154 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1155 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1156 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1157 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1158 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1159 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1160 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1161 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1162 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1163 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1164 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1165 comportamento e per questo motivo le \acr{glibc} nascondono il comportamento
1166 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1168 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1169 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1170 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1171 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1172 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1173 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1174 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1176 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1177 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1178 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1179 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1180 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1181 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1183 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1184 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1185 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1186 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1187 vengano dichiarate nell'header \headfiled{sys/select.h}, che sostituisce i
1188 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1189 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1190 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1191 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1192 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1193 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1194 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1195 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1196 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1199 \fhead{sys/select.h}
1200 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1201 fd\_set *exceptfds, \\
1202 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1203 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1206 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1207 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1208 assumerà uno dei valori:
1210 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1212 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1213 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1214 o un valore non valido per \param{timeout}.
1216 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1220 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1221 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1222 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1223 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1224 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1225 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1226 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1227 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1229 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1230 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1231 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la maschera dei segnali corrente
1232 viene sostituita da quella così indicata immediatamente prima di eseguire
1233 l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno della funzione. L'uso
1234 di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1235 \textit{race condition} quando oltre alla presenza di dati sui file descriptor
1236 come nella \func{select} ordinaria, ci si deve porre in attesa anche
1237 dell'arrivo di un segnale.
1239 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1240 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1241 impostare una variabile globale e controllare questa nel corpo principale del
1242 programma; abbiamo visto in quell'occasione come questo lasci spazio a
1243 possibili \textit{race condition}, per cui diventa essenziale utilizzare
1244 \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire
1245 il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde
1246 evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe
1249 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1250 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1251 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1252 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1253 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1254 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1255 qui però emerge una \textit{race condition}, perché se il segnale arriva prima
1256 della chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione
1257 del segnale non sarà rilevata.
1259 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1260 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1261 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1262 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1263 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1264 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \textit{race condition}
1265 permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una soluzione alternativa,
1266 chiamata \itindex{self-pipe~trick} \textit{self-pipe trick}, che consiste
1267 nell'aprire una \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare
1268 \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare l'arrivo di
1269 un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del gestore dello
1270 stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima della chiamata di
1271 \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla presenza di dati sulla
1272 \textit{pipe}.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così che il
1273 precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
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 \textit{system call} a partire dal kernel 2.1.23 ed
1288 inserita nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds}
1289 era di tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1290 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \typed{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 \constd{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1367 \constd{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1368 \constd{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1369 \constd{POLLPRI} & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
1371 \constd{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1372 \constd{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1373 \constd{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1375 \constd{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1376 \constd{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1377 \constd{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1378 socket.\footnotemark\\
1379 \constd{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1381 \constd{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1384 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1385 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1386 \label{tab:file_pollfd_flags}
1389 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1390 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1391 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1392 socket, situazione che si viene chiamata appunto \textit{half-close}
1393 (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori dettagli in
1394 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1396 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1397 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1398 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1399 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1400 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1401 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1402 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1403 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti dei socket (vedi
1404 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
1405 alle varie condizioni dei socket torneremo in sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll},
1406 dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1408 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1409 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1410 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1411 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1412 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1413 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1414 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1415 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1417 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1418 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1419 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1420 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1421 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1422 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1423 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1424 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1425 solito tramite \var{errno}.
1427 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1428 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1429 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1430 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \textit{file descriptor set}
1431 e la dimensione dei dati passati al kernel dipende solo dal numero dei file
1432 descriptor che si vogliono controllare, non dal loro valore. Infatti, anche se
1433 usando dei bit un \textit{file descriptor set} può essere più efficiente di un
1434 vettore di strutture \struct{pollfd}, qualora si debba osservare un solo file
1435 descriptor con un valore molto alto ci si troverà ad utilizzare inutilmente un
1436 maggiore quantitativo di memoria.
1438 Inoltre con \func{select} lo stesso \textit{file descriptor set} è usato sia
1439 in ingresso che in uscita, e questo significa che tutte le volte che si vuole
1440 ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo da capo. Questa operazione, che
1441 può essere molto onerosa se i file descriptor da tenere sotto osservazione
1442 sono molti, non è invece necessaria con \func{poll}.
1444 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1445 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1446 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1447 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1448 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1450 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1451 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1452 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1453 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1458 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1459 const struct timespec *timeout, \\
1460 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1462 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1465 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1466 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1467 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1469 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1471 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1472 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1473 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1475 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1479 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1480 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1481 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1482 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1483 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1484 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1485 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1487 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1488 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1489 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1490 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1491 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1492 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1493 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera
1494 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1495 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1497 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1498 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilità di
1499 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1500 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1502 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1503 \label{sec:file_epoll}
1507 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1508 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1509 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1510 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1511 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \textit{file descriptor set}.}
1512 in particolare nel caso in cui solo pochi di questi diventano attivi. Il
1513 problema in questo caso è che il tempo impiegato da \func{poll} a trasferire i
1514 dati da e verso il kernel è proporzionale al numero di file descriptor
1515 osservati, non a quelli che presentano attività.
1517 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1518 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1519 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1520 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1521 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1522 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1523 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1524 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1525 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1526 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1527 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1529 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1530 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1531 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1532 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1533 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1534 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1535 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1537 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1538 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1539 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1540 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1541 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1542 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1543 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1544 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1545 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1546 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1547 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1548 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1551 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1552 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1553 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1554 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1555 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1556 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1557 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1558 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1559 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1561 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1562 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1563 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1564 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1565 è stato aggiunto nelle \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1566 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1567 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1568 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1570 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file
1571 di dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1572 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1573 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1574 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1575 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1576 i cui prototipi sono:
1580 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1581 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1583 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1585 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1586 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1589 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1590 positivo o non valido per \param{flags}.
1591 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1592 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1593 \sysctlfiled{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1594 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1596 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1602 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor, detto anche
1603 \textit{epoll descriptor}; si tratta di un file descriptor speciale (per cui
1604 \func{read} e \func{write} non sono supportate) che viene associato alla
1605 infrastruttura utilizzata dal kernel per gestire la notifica degli eventi, e
1606 che può a sua volta essere messo sotto osservazione con una chiamata a
1607 \func{select}, \func{poll} o \func{epoll\_ctl}; in tal caso risulterà pronto
1608 quando saranno disponibili eventi da notificare riguardo i file descriptor da
1609 lui osservati.\footnote{è anche possibile inviarlo ad un altro processo
1610 attraverso un socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}) ma
1611 l'operazione non ha alcun senso dato che il nuovo processo non avrà a
1612 disposizione le copie dei file descriptor messe sotto osservazione tramite
1613 esso.} Una volta che se ne sia terminato l'uso si potranno rilasciare tutte
1614 le risorse allocate chiudendolo semplicemente con \func{close}.
1616 Nel caso di \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare
1617 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1618 controllo, e costituiva solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di
1619 risorse sufficienti, non un valore massimo, ma a partire dal kernel 2.6.8 esso
1620 viene totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.
1622 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata introdotta
1623 come estensione della precedente (è disponibile solo a partire dal kernel
1624 2.6.27) per poter passare dei flag di controllo come maschera binaria in fase
1625 di creazione del file descriptor. Al momento l'unico valore legale
1626 per \param{flags} (a parte lo zero) è \constd{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1627 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1628 \textit{close-on-exec} (si è trattato il significato di \const{O\_CLOEXEC} in
1629 sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia necessaria una successiva
1630 chiamata a \func{fcntl}.
1632 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1633 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1634 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione di sistema
1635 dell'interfaccia, \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1639 \fdecl{int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1641 \fdesc{Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.}
1644 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1645 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1647 \item[\errcode{EBADF}] i file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1649 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1650 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1651 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1652 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1653 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1654 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1655 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1656 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1657 l'operazione richiesta.
1658 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1659 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1660 \sysctlfiled{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1661 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1667 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1668 \textit{epoll}, \param{epfd}, che indica quale istanza di \textit{epoll} usare
1669 e deve pertanto essere stato ottenuto in precedenza con una chiamata a
1670 \func{epoll\_create} o \func{epoll\_create1}. L'argomento \param{fd} indica
1671 invece il file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo
1672 può essere un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche
1673 un altro file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1675 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1676 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1677 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1678 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1679 delle operazioni cui fanno riferimento.
1684 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1686 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1689 \constd{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1690 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1691 controllati tramite \param{epfd}, in
1692 \param{event} devono essere specificate le
1693 modalità di osservazione.\\
1694 \constd{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1695 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1697 \constd{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1698 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1701 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1702 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1703 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1706 % era stata aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE in previsione del kernel 3.7, vedi
1707 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1708 % ma non è mai stata inserita.
1710 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1711 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo utilizzando una serie
1712 di chiamate a \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è
1713 che queste chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor,
1714 incorrendo in una perdita di prestazioni qualora il numero di file
1715 descriptor sia molto grande; per questo è stato proposto di introdurre come
1716 estensione una funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con
1717 una sola chiamata le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso
1718 di \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1719 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1720 osservazione. Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file
1721 descriptor lo si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1722 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1724 Anche se è possibile tenere sotto controllo lo stesso file descriptor in due
1725 istanze distinte di \textit{epoll} in genere questo è sconsigliato in quanto
1726 entrambe riceveranno le notifiche, e gestire correttamente le notifiche
1727 multiple richiede molta attenzione. Se invece si cerca di inserire due volte
1728 lo stesso file descriptor nella stessa istanza di \textit{epoll} la funzione
1729 fallirà con un errore di \errval{EEXIST}. Tuttavia è possibile inserire nella
1730 stessa istanza file descriptor duplicati (si ricordi quanto visto in
1731 sez.~\ref{sec:file_dup}), una tecnica che può essere usata per registrarli con
1732 un valore diverso per \param{events} e classificare così diversi tipi di
1735 Si tenga presente che quando si chiude un file descriptor questo, se era stato
1736 posto sotto osservazione da una istanza di \textit{epoll}, viene rimosso
1737 automaticamente solo nel caso esso sia l'unico riferimento al file aperto
1738 sottostante (più precisamente alla struttura \kstruct{file}, si ricordi
1739 fig.~\ref{fig:file_dup}) e non è necessario usare
1740 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}. Questo non avviene qualora esso sia stato duplicato
1741 (perché la suddetta struttura non viene disallocata) e si potranno ricevere
1742 eventi ad esso relativi anche dopo che lo si è chiuso; per evitare
1743 l'inconveniente è necessario rimuoverlo esplicitamente con
1744 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1746 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1747 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1748 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1749 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1750 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1751 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1752 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1753 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1754 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1757 \begin{figure}[!htb]
1758 \footnotesize \centering
1759 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1760 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1763 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1764 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1766 \label{fig:epoll_event}
1769 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1770 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1771 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1772 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1773 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1775 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1776 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1777 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1778 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Nella prima parte della tabella si sono indicate
1779 le costanti che permettono di indicare il tipo di evento, che sono le
1780 equivalenti delle analoghe di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} per
1781 \func{poll}. Queste sono anche quelle riportate nella struttura
1782 \struct{epoll\_event} restituita da \func{epoll\_wait} per indicare il tipo di
1783 evento presentatosi, insieme a quelle della seconda parte della tabella, che
1784 vengono comunque riportate anche se non le si sono impostate con
1785 \func{epoll\_ctl}. La terza parte della tabella contiene le costanti che
1786 modificano le modalità di notifica.
1791 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1793 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1796 \constd{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1797 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1798 \constd{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1799 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1800 \constd{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1801 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1802 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1804 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1805 \constd{EPOLLPRI} & Ci sono dati urgenti disponibili in lettura (analogo
1806 di \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1807 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1810 \constd{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1811 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1812 viene comunque riportata in uscita, e non è
1813 necessaria impostarla in ingresso.\\
1814 \constd{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1815 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1816 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1818 \constd{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1819 triggered} per il file descriptor associato.\\
1820 \constd{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1821 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1822 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1823 \constd{EPOLLWAKEUP} & Attiva la prevenzione della sospensione del sistema
1824 se il file descriptor che si è marcato con esso
1825 diventa pronto (aggiunto a partire dal kernel 3.5),
1826 può essere impostato solo dall'amministratore (o da
1827 un processo con la capacità
1828 \const{CAP\_BLOCK\_SUSPEND}).\\
1831 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1832 \struct{epoll\_event}.}
1833 \label{tab:epoll_events}
1836 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1837 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo di
1838 un socket quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1840 % TODO aggiunto con il kernel 4.5 EPOLLEXCLUSIVE, vedi
1841 % http://lwn.net/Articles/633422/#excl
1843 Il secondo campo, \var{data}, è una \dirct{union} che serve a identificare il
1844 file descriptor a cui si intende fare riferimento, ed in astratto può
1845 contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse forme) che ne permetta
1846 una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo però è quello in cui si
1847 specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl} nella forma
1848 \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo stesso valore
1849 dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata identificazione del
1852 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1854 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1855 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1856 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1857 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}.
1859 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1860 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1861 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1862 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1863 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1864 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1865 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1868 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1869 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1870 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1871 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1872 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1873 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1874 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1875 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1877 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1878 i relativi eventi, la funzione di sistema che consente di attendere
1879 l'occorrenza di uno di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1883 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1886 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1889 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1890 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1892 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1893 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1894 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1895 della scadenza di \param{timeout}.
1896 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1897 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1902 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1903 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1904 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1905 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1906 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1907 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1908 con l'argomento \param{maxevents}.
1910 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1911 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1912 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1913 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1914 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1915 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1918 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1919 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1920 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1921 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1922 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1923 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1924 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1925 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1926 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1928 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1929 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1930 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1931 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1932 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1933 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1934 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1935 luce delle modifiche.
1937 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1938 il ritorno di \func{epoll\_wait} avviene solo quando il file descriptor ha
1939 cambiato stato diventando pronto. Esso non sarà riportato nuovamente fino ad
1940 un altro cambiamento di stato, per cui occorre assicurarsi di aver
1941 completamente esaurito le operazioni su di esso. Questa condizione viene
1942 generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di \errcode{EAGAIN} al
1943 ritorno di una \func{read} o una \func{write}, (è opportuno ricordare ancora
1944 una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui
1945 file in modalità non bloccante) ma questa non è la sola modalità possibile, ad
1946 esempio la condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono
1947 stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1949 Si tenga presente che in modalità \textit{edge triggered}, dovendo esaurire le
1950 attività di I/O dei file descriptor risultati pronti per poter essere
1951 rinotificati, la gestione elementare per cui li si trattano uno per uno in
1952 sequenza può portare ad un effetto denominato \textit{starvation}
1953 (``\textsl{carestia}''). Si rischia cioè di concentrare le operazioni sul
1954 primo file descriptor che dispone di molti dati, prolungandole per tempi molto
1955 lunghi con un ritardo che può risultare eccessivo nei confronti di quelle da
1956 eseguire sugli altri che verrebbero dopo. Per evitare questo tipo di
1957 problematiche viene consigliato di usare \func{epoll\_wait} per registrare un
1958 elenco dei file descriptor da gestire, e di trattarli a turno in maniera più
1961 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1962 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1963 contemporaneamente. Valgono le osservazioni fatte in
1964 sez.~\ref{sec:file_select}, e per poterlo fare di nuovo è necessaria una
1965 variante della funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una
1966 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1967 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}. In questo caso la
1968 funzione di sistema si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è
1969 stata introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è, come tutta l'interfaccia
1970 di \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1974 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1976 \phantom{int epoll\_pwait(}const sigset\_t *sigmask)}
1978 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1981 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1982 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1983 visti con \func{epoll\_wait}.
1988 La funzione è del tutto analoga \func{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1989 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1990 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1991 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1993 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1995 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1996 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1997 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1998 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1999 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
2000 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
2001 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
2006 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
2007 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
2009 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
2010 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
2011 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
2012 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili \textit{race
2013 condition} sono state introdotte estensioni dello standard POSIX e funzioni
2014 apposite come \func{pselect}, \func{ppoll} e \func{epoll\_pwait}.
2016 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
2017 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
2018 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
2019 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
2020 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
2021 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
2022 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
2023 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
2024 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
2025 \textsl{sincrona}, come quelle dell'\textit{I/O multiplexing} appena
2028 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
2029 gli eventi a cui deve reagire in maniera sincrona generando le opportune
2030 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
2031 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
2032 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
2033 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
2034 \textit{race conditions}. In sostanza se non ci fossero i segnali non ci
2035 sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano operazioni all'interno di
2036 un processo, della non atomicità delle \textit{system call} lente che vengono
2037 interrotte e devono essere riavviate.
2039 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
2040 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
2041 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
2042 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
2043 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
2044 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
2045 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
2046 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
2047 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2048 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2049 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2050 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2052 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2053 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2054 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2055 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2056 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2057 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2058 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2060 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2061 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2062 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2063 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2064 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2065 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \func{epoll\_wait}) allo
2066 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2067 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2068 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2070 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2071 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2072 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono
2073 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2074 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
2075 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2076 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2077 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
2078 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2079 maschera dei segnali, il cui valore viene impostato automaticamente dalle
2080 \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2083 \fhead{sys/signalfd.h}
2084 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2086 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2089 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2090 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2092 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2093 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2094 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2095 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2096 dispositivo per la gestione anonima degli \textit{inode}
2097 associati al file descriptor.
2098 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2099 descriptor di \func{signalfd}.
2101 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2106 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2107 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2108 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2109 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2110 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2111 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2112 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2113 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2114 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2116 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2117 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2118 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro già
2119 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La maschera deve indicare su quali
2120 segnali si intende operare con \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato
2121 con una successiva chiamata a \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e
2122 \signal{SIGSTOP} non possono essere intercettati (e non prevedono neanche la
2123 possibilità di un gestore) un loro inserimento nella maschera verrà ignorato
2124 senza generare errori.
2126 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2127 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2128 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2129 impostazione successiva con \func{fcntl} (si ricordi che questo è un argomento
2130 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2131 per kernel precedenti il valore deve essere nullo). L'argomento deve essere
2132 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2133 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2138 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2140 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2143 \constd{SFD\_NONBLOCK}&imposta sul file descriptor il flag di
2144 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2145 \constd{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2146 chiusura automatica del file descriptor nella
2147 esecuzione di \func{exec}.\\
2150 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2151 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2152 \label{tab:signalfd_flags}
2155 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2156 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2157 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2158 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2159 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2160 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2161 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2162 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2164 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2165 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2166 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2167 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2168 condizioni di gestione, né da un gestore, né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2170 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2171 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2172 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2173 \func{poll} e \func{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2174 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2176 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2177 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2178 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2179 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2180 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2181 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2182 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2183 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2184 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2185 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2186 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2187 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2189 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2190 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2191 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2192 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2193 imposto con \func{sigprocmask}.
2195 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2196 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2197 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2198 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2199 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2200 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2201 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2202 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2203 pendenti attraverso una \func{exec}.
2205 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2206 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2207 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2208 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2209 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2210 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2211 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2212 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2214 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2215 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2216 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2217 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2218 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2219 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2220 successivo con \func{fcntl}.
2222 \begin{figure}[!htb]
2223 \footnotesize \centering
2224 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
2225 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2228 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2229 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2230 \label{fig:signalfd_siginfo}
2233 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2234 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2235 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2236 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2237 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2238 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2239 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2240 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2241 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2243 \begin{figure}[!htb]
2244 \footnotesize \centering
2245 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2246 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2249 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2250 \file{FifoReporter.c}.}
2251 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2254 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2255 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2256 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2257 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2258 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2259 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2260 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2261 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2263 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2264 della interfaccia di \textit{epoll}, si è scritto un programma elementare che
2265 stampi sullo \textit{standard output} sia quanto viene scritto da terzi su una
2266 \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il codice
2267 completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2268 \texttt{FifoReporter.c}).
2270 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2271 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2272 l'uso di \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire (\texttt{\small 12-16})
2273 dalla definizione delle varie variabili e strutture necessarie. Al solito si è
2274 tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle opzioni che consentono ad
2275 esempio di cambiare il nome del file associato alla \textit{fifo}.
2277 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2278 \texttt{epfd} di \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è quello che
2279 useremo per il controllo degli altri. É poi necessario disabilitare la
2280 ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT}, \signal{SIGQUIT} e
2281 \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite file
2282 descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25}) in una
2283 maschera di segnali \texttt{sigmask} che useremo con (\texttt{\small 26})
2284 \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la stessa maschera si potrà per
2285 passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di \func{signalfd} per abilitare la
2286 notifica sul file descriptor \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33})
2287 dovrà essere aggiunto con \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor
2288 controllati con \texttt{epfd}.
2290 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2291 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una volta
2292 fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2293 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \textit{epoll} in maniera del tutto
2294 analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei segnali.
2296 \begin{figure}[!htb]
2297 \footnotesize \centering
2298 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2299 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2302 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2303 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2306 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2307 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2308 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2309 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2310 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2311 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2312 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2313 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2314 stati scritti dati sulla \textit{fifo} o che non sia arrivato un
2315 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2316 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2317 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2318 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2321 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2322 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2323 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2324 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2325 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2326 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2327 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2328 \var{events[i].data.fd}.
2330 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2331 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2332 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2333 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2334 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2335 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2336 siano dati da leggere.
2338 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2339 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2340 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2341 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2342 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2343 sia la \textit{fifo} che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2344 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2345 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2346 saranno più dati da leggere.
2348 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2349 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2350 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2351 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2352 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2353 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2354 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2355 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2356 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2357 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2360 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2361 cui ci siano dati pronti in lettura sulla \textit{fifo} e che il file
2362 descriptor pronto corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si
2363 effettueranno le letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin
2364 tanto che la funzione \func{read} non restituisce un errore di
2365 \errcode{EAGAIN} (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato
2366 per il file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in
2367 caso di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire
2368 si stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2370 Se invece vi sono dati validi letti dalla \textit{fifo} si inserirà
2371 (\texttt{\small 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il
2372 tutto (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo
2373 condizionale (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura
2374 per una eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta
2375 alla uscita dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2377 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2378 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2379 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2381 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2382 FifoReporter starting, pid 4568
2385 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2387 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2395 mentre inviando un segnale:
2397 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2405 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2412 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2420 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2421 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2422 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2423 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2424 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2425 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2426 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2427 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2428 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2429 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2432 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2433 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2434 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2435 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2436 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2437 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2438 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2439 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2440 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2441 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2445 \fhead{sys/timerfd.h}
2446 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2448 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2451 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2452 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2454 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2455 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2456 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2457 precedenti il 2.6.27.
2458 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2459 dispositivo per la gestione anonima degli \textit{inode} associati al file
2461 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2462 descriptor di \func{signalfd}.
2464 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2468 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2469 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2470 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2471 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2472 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2473 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2474 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2475 restituito,\footnote{il flag è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27,
2476 per le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve
2477 essere specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2478 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2483 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2485 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2488 \constd{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2489 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2490 \constd{TFD\_CLOEXEC} & imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2491 chiusura automatica del file descriptor nella
2492 esecuzione di \func{exec}.\\
2495 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2496 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2498 \label{tab:timerfd_flags}
2501 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2502 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2503 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2504 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2505 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2506 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2507 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2508 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2509 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2510 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2511 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2513 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2514 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2515 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2516 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2517 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2520 \fhead{sys/timerfd.h}
2521 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2522 const struct itimerspec *new\_value,\\
2523 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2525 \fdesc{Arma un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2528 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2529 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2531 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2533 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2535 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2536 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2537 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2542 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2543 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2544 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2545 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2546 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2547 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2549 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2550 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2551 ripetere quanto detto in quell'occasione; per brevità si ricordi che
2552 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2553 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità. L'unica differenza
2554 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2555 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2556 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2557 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e \constd{TFD\_TIMER\_ABSTIME}
2558 (l'analogo di \const{TIMER\_ABSTIME}).
2560 L'ultima funzione di sistema prevista dalla nuova interfaccia è
2561 \funcd{timerfd\_gettime}, che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo
2565 \fhead{sys/timerfd.h}
2566 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2568 \fdesc{Legge l'impostazione di un timer associato ad un file descriptor di
2572 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2573 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2575 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2577 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2578 con \func{timerfd\_create}.
2579 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2584 La funzione consente di rileggere le impostazioni del timer associato al file
2585 descriptor \param{fd} nella struttura \struct{itimerspec} puntata
2586 da \param{curr\_value}. Il campo \var{it\_value} riporta il tempo rimanente
2587 alla prossima scadenza del timer, che viene sempre espresso in forma relativa,
2588 anche se lo si è armato specificando \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}. Un valore
2589 nullo (di entrambi i campi di \var{it\_value}) indica invece che il timer non
2590 è stato ancora armato. Il campo \var{it\_interval} riporta la durata
2591 dell'intervallo di ripetizione del timer, ed un valore nullo (di entrambi i
2592 campi) indica che il timer è stato impostato per scadere una sola volta.
2594 Il timer creato con \func{timerfd\_create} notificherà la sua scadenza
2595 rendendo pronto per la lettura il file descriptor ad esso associato, che
2596 pertanto potrà essere messo sotto controllo con una qualunque delle varie
2597 funzioni dell'I/O multiplexing viste in precedenza. Una volta che il file
2598 descriptor risulta pronto sarà possibile leggere il numero di volte che il
2599 timer è scaduto con una ordinaria \func{read}.
2601 La funzione legge il valore in un dato di tipo \typed{uint64\_t}, e necessita
2602 pertanto che le si passi un buffer di almeno 8 byte, fallendo con
2603 \errval{EINVAL} in caso contrario, in sostanza la lettura deve essere
2604 effettuata con una istruzione del tipo:
2605 \includecodesnip{listati/readtimerfd.c}
2607 Il valore viene restituito da \func{read} seguendo l'ordinamento dei bit
2608 (\textit{big-endian} o \textit{little-endian}) nativo della macchina in uso,
2609 ed indica il numero di volte che il timer è scaduto dall'ultima lettura
2610 eseguita con successo, o, se lo si legge per la prima volta, da quando lo si è
2611 impostato con \func{timerfd\_settime}. Se il timer non è scaduto la funzione
2612 si blocca fino alla prima scadenza, a meno di non aver creato il file
2613 descriptor in modalità non bloccante con \const{TFD\_NONBLOCK} o aver
2614 impostato la stessa con \func{fcntl}, nel qual caso fallisce con l'errore di
2618 % TODO trattare qui eventfd introdotto con il 2.6.22
2621 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2622 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2624 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2625 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2626 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2627 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2628 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2629 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2630 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2631 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2632 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \textit{inotify}),
2633 per essere avvisato della possibilità di eseguire le operazioni di I/O volute.
2636 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2637 \label{sec:signal_driven_io}
2639 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2641 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2642 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2643 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2644 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2645 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2646 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2647 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2648 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2649 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2650 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2651 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2652 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2655 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità il sistema
2656 genera un apposito segnale, \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa
2657 possibile leggere o scrivere dal file descriptor; si tenga presente però che
2658 essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo con socket, file di
2659 terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal kernel 2.6, per
2660 \textit{fifo} e \textit{pipe}. Inoltre è possibile, come illustrato in
2661 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando \const{F\_SETOWN}
2662 di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi dovrà ricevere il
2663 segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le operazioni di I/O in
2664 risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la necessità di restare
2665 bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai file.
2667 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2669 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2670 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2671 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
2672 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2673 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2674 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2675 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2676 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2677 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2678 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2681 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2682 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2683 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2684 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2685 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2686 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2687 verrebbero notificati una volta sola.
2689 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali \textit{real-time}, che
2690 vengono accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha
2691 emessi. In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni
2692 aggiuntive restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando
2693 la forma estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2694 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2695 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2697 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali
2698 \textit{real-time} (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando
2699 esplicitamente con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale
2700 \textit{real-time} da inviare in caso di I/O asincrono (il segnale predefinito
2701 è \signal{SIGIO}). In questo caso il gestore, tutte le volte che riceverà
2702 \const{SI\_SIGIO} come valore del campo \var{si\_code} di \struct{siginfo\_t},
2703 troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato
2704 il segnale. Si noti che il valore di\var{si\_code} resta \const{SI\_SIGIO}
2705 qualunque sia il segnale che si è associato all'I/O, in quanto indica che il
2706 segnale è stato generato a causa di attività di I/O.
2708 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali \textit{real-time} è che essendo
2709 questi ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad
2710 uno solo file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità
2711 nella risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali
2712 \textit{real-time} supportano anche questa funzionalità. In questo modo si può
2713 identificare immediatamente un file su cui l'accesso è diventato possibile
2714 evitando completamente l'uso di funzioni come \func{poll} e \func{select},
2715 almeno fintanto che non si satura la coda.
2717 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2718 più assicurare il comportamento corretto per un segnale \textit{real-time},
2719 invierà al suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati
2720 tutti i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali
2721 sono i file diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non
2722 avvenga è di impostare la lunghezza della coda dei segnali \textit{real-time}
2723 ad una dimensione identica al valore massimo del numero di file descriptor
2724 utilizzabili, vale a dire impostare il contenuto di
2725 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2726 \sysctlfile{fs/file-max}.
2728 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2730 \itindend{signal~driven~I/O}
2734 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2735 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2737 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2738 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La risposta, o
2739 meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ \cite{UnixFAQ} viene
2740 anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered Question}, è che
2741 nell'architettura classica di Unix questo non è possibile. Al contrario di
2742 altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like classico non prevedeva
2743 alcun meccanismo per cui un processo possa essere \textsl{notificato} di
2744 eventuali modifiche avvenute su un file.
2746 Questo è il motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2747 modo se il loro file di configurazione è stato modificato, perché possano
2748 rileggerlo e riconoscere le modifiche; in genere questo vien fatto inviandogli
2749 un segnale di \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran
2750 parte di detti programmi, causa la rilettura della configurazione.
2752 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2753 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2754 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2755 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2756 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2757 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2758 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2759 lasciare tutto il resto a processi in \textit{user space}, non era stata
2760 prevista nessuna funzionalità di notifica.
2762 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2763 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2764 interfaccia grafica quando si deve presentare all'utente lo stato del
2765 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2766 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2767 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2770 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2771 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2772 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2773 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2774 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2775 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2776 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2778 \itindbeg{file~lease}
2780 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2781 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2782 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2783 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2784 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2785 \textit{lease}. La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in
2786 precedenza per l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al
2787 \textit{lease holder} il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere
2788 modificato usando il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} (anche in
2789 questo caso si può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}).
2791 Se si è fatto questo (ed in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per
2792 utilizzare segnali \textit{real-time}) e se inoltre si è installato il gestore
2793 del segnale con \const{SA\_SIGINFO} si riceverà nel campo \var{si\_fd} della
2794 struttura \struct{siginfo\_t} il valore del file descriptor del file sul quale
2795 è stato compiuto l'accesso; in questo modo un processo può mantenere anche più
2796 di un \textit{file lease}.
2798 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2799 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2800 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2801 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2802 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2803 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2805 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2806 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2807 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2808 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2809 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2810 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2811 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2812 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2817 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2819 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2822 \constd{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2823 \constd{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2824 \constd{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2827 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2828 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2829 \const{F\_GETLEASE}.}
2830 \label{tab:file_lease_fctnl}
2833 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2834 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2835 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2836 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2837 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2838 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2840 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2841 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2842 (\textit{pipe} e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non
2843 privilegiato può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente
2844 ad un \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2845 privilegi di amministratore (cioè con la capacità \const{CAP\_LEASE}, vedi
2846 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire \textit{lease} su qualunque
2849 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2850 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2851 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2852 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2853 lease}.} la funzione si blocca (a meno di non avere aperto il file con
2854 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore di
2855 \errcode{EWOULDBLOCK}) e viene eseguita la notifica al \textit{lease holder},
2856 così che questo possa completare le sue operazioni sul file e rilasciare il
2857 \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si rilevano i
2858 tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un altro
2859 processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i tentativi di
2860 accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di notifica avvengono
2861 solo in fase di apertura del file e non sulle singole operazioni di lettura e
2864 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2865 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2866 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2867 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2868 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2869 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2870 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2871 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2872 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2873 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2876 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2877 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2878 \sysctlfiled{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo o
2879 declassarlo automaticamente (questa è una misura di sicurezza per evitare che
2880 un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file acquisendo un
2881 \textit{lease}). Una volta che un \textit{lease} è stato rilasciato o
2882 declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal kernel è lo
2883 stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal \textit{lease
2884 breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2886 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2887 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2888 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2889 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2890 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2891 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2892 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2893 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2894 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2898 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2899 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2900 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2901 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2902 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2903 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2904 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2905 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2906 può utilizzare un altro, e di nuovo, per le ragioni già esposte in precedenza,
2907 è opportuno che si utilizzino dei segnali \textit{real-time}. Inoltre, come
2908 in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file descriptor
2909 che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2910 \struct{siginfo\_t}.
2912 \itindend{file~lease}
2917 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2919 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2922 \constd{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2923 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2924 \constd{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2925 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2926 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2927 \constd{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2928 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2929 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2930 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2932 \constd{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2933 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2934 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2935 \constd{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2936 directory (con \func{rename}).\\
2937 \constd{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2938 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2940 \constd{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2944 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2945 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2946 \label{tab:file_notify}
2949 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2950 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2951 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2952 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2953 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2954 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2955 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2957 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2958 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2959 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2960 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2961 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2962 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2963 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2964 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2965 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2966 specificare un valore nullo.
2970 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2971 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2972 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2973 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2974 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2975 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2976 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2978 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2979 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2980 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2981 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2982 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2983 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2984 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2985 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2986 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2990 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2991 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2992 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2993 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2994 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2995 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2996 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2997 di risolvere il principale problema di \textit{dnotify}. La coda viene creata
2998 attraverso la funzione di sistema \funcd{inotify\_init}, il cui prototipo è:
3001 \fhead{sys/inotify.h}
3002 \fdecl{int inotify\_init(void)}
3003 \fdesc{Inizializza una istanza di \textit{inotify}.}
3006 {La funzione ritornaun file descriptor in caso di successo, o $-1$ in caso di
3007 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3009 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
3010 \textit{inotify} consentite all'utente.
3011 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
3013 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
3019 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
3020 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
3021 effettuate le operazioni di notifica; si tratta di un file descriptor speciale
3022 che non è associato a nessun file su disco, e che viene utilizzato solo per
3023 notificare gli eventi che sono stati posti in osservazione. Per evitare abusi
3024 delle risorse di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero
3025 limitato di istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di
3026 128, ma questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3027 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_user\_instances}.
3029 Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o directory
3030 reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui file sono
3031 tenuti sotto osservazione viene completamente eliminato; anzi, una delle
3032 capacità dell'interfaccia di \textit{inotify} è proprio quella di notificare
3033 il fatto che il filesystem su cui si trova il file o la directory osservata è
3036 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
3037 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
3038 con l'interfaccia di \textit{epoll}, ed a partire dal kernel 2.6.25 è stato
3039 introdotto anche il supporto per il \texttt{signal-driven I/O}. Siccome gli
3040 eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni
3041 ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica.
3043 Così, invece di dover utilizzare i segnali, considerati una pessima scelta dal
3044 punto di vista dell'interfaccia utente, si potrà gestire l'osservazione degli
3045 eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
3046 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
3047 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
3048 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate. Infine l'interfaccia di
3049 \textit{inotify} consente di mettere sotto osservazione, oltre che una
3050 directory, anche singoli file.
3052 Una volta creata la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere
3053 sotto osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di
3054 osservazione} (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire
3055 la lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni di sistema, la
3056 prima di queste è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
3059 \fhead{sys/inotify.h}
3060 \fdecl{int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
3061 \fdesc{Aggiunge un evento di osservazione a una lista di osservazione.}
3064 {La funzione ritorna un valore positivo in caso di successo, o $-1$ per un
3065 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} nel loro
3074 significato generico.}
3077 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3078 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3079 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3080 nell'argomento \param{fd}, che ovviamente dovrà essere un file descriptor
3081 creato con \func{inotify\_init}. Il file o la directory da porre sotto
3082 osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3083 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3084 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3085 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3086 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3087 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3088 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3089 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre un solo
3092 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3093 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3094 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3095 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3096 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3097 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3098 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3099 flag della prima parte.
3104 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{8cm}|}
3106 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3109 \constd{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3111 \constd{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3113 (o sugli attributi estesi, vedi
3114 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3115 \constd{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3117 \constd{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3119 \constd{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3120 directory in una directory sotto
3122 \constd{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3123 directory in una directory sotto
3125 \constd{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3126 directory) sotto osservazione.\\
3127 \constd{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3128 \constd{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3129 directory) sotto osservazione.\\
3130 \constd{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3131 directory sotto osservazione.\\
3132 \constd{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3133 directory sotto osservazione.\\
3134 \constd{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3136 \constd{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3137 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3138 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3139 \constd{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3140 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3141 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3142 \constd{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3146 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3147 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3148 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3149 \label{tab:inotify_event_watch}
3152 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3153 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3154 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3155 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3156 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3157 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3158 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3159 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3160 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3165 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
3167 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3170 \constd{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3172 \constd{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3173 nell'argomento \param{mask}, invece di
3175 \constd{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per
3176 una sola volta, rimuovendolo poi dalla
3177 \textit{watch list}.\\
3178 \constd{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3179 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3180 quelli per i file che contiene.\\
3183 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3184 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3185 modalità di osservazione.}
3186 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3189 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3190 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3191 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3192 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3193 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3195 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3196 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3197 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3198 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3199 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3200 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3201 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3202 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3203 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3205 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3206 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3207 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3208 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3209 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3210 sarà più notificato.
3212 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3213 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3214 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3215 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3216 la eventuale rimozione dello stesso.
3218 La seconda funzione di sistema per la gestione delle code di notifica, che
3219 permette di rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch},
3220 ed il suo prototipo è:
3223 \fhead{sys/inotify.h}
3224 \fdecl{int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3225 \fdesc{Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.}
3228 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3229 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3231 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3233 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3234 non è associato ad una coda di notifica.
3239 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3240 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3241 \param{wd}; ovviamente deve essere usato per questo argomento un valore
3242 ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore di
3243 \errval{EINVAL}. In caso di successo della rimozione, contemporaneamente alla
3244 cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3245 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3246 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3247 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3248 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3249 \func{inotify\_rm\_watch}.
3251 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3252 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3253 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3254 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3255 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3256 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3257 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3258 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3260 \begin{figure}[!htb]
3261 \footnotesize \centering
3262 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3263 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3266 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3267 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3268 \label{fig:inotify_event}
3271 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3272 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3273 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}), il numero di byte disponibili
3274 in lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3275 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3276 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3277 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3278 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3279 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3280 il numero di file che sono cambiati.
3282 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3283 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3284 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3285 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3286 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3287 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3288 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3289 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori aggiuntivi di
3290 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag} (questi compaiono solo nel campo
3291 \var{mask} di \struct{inotify\_event}, e non sono utilizzabili in fase di
3292 registrazione dell'osservatore).
3297 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3299 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3302 \constd{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3303 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3304 che in maniera implicita per la rimozione
3305 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3306 filesystem su cui questo si trova.\\
3307 \constd{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3308 (consente così di distinguere, quando si pone
3309 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3310 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3312 \constd{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3313 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3314 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3315 \constd{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3316 osservazione è stato smontato.\\
3319 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3320 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3321 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3324 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima che viene
3325 controllata dal parametro di sistema
3326 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_queued\_events}, che indica il numero massimo di
3327 eventi che possono essere mantenuti sulla stessa; quando detto valore viene
3328 ecceduto gli ulteriori eventi vengono scartati, ma viene comunque generato
3329 un evento di tipo \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3331 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3332 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3333 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3334 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3335 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3337 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3338 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3339 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3340 (come \textit{pathname} relativo alla directory osservata) e la relativa
3341 dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa
3342 terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali
3343 necessità di allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde
3344 al totale della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa
3345 con il nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
3346 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
3347 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
3350 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3351 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3352 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3353 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3354 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3355 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3357 \begin{figure}[!htbp]
3358 \footnotesize \centering
3359 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3360 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3363 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3364 \label{fig:inotify_monitor_example}
3367 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo del programma inizia
3368 controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno un argomento che
3369 indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e qualora questo
3370 non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che passa
3371 (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify} ottenendo con
3372 \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (o si esce in caso di
3375 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3376 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3377 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3378 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3379 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3380 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3381 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3382 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3383 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3384 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3386 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3387 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3388 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3389 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3390 si saranno verificati eventi.
3392 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3393 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3394 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3395 approssimativamente 512 eventi (si ricordi che la quantità di dati restituita
3396 da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza del nome del
3397 file restituito insieme a \struct{inotify\_event}). In caso di errore di
3398 lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio di errore
3399 (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una interruzione della
3400 \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la lettura.
3402 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3403 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3404 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3405 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3406 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna alla variabile
3407 \var{event} (si noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del
3408 puntatore) l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3409 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3410 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3411 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3412 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3413 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3415 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3416 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3417 controllato il valore del campo \var{event->len} e non il fatto che
3418 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo. L'interfaccia infatti,
3419 qualora il nome non sia presente, non tocca il campo \var{event->name}, che
3420 si troverà pertanto a contenere quello che era precedentemente presente nella
3421 rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il puntatore al nome di
3422 un file osservato in precedenza.
3424 Si utilizza poi (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che
3425 interpreta il valore del campo \var{event->mask}, per stampare il tipo di
3426 eventi accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto
3427 non essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare
3428 direttamente i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si
3429 provvede ad aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento
3432 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3433 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3436 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3438 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3441 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3446 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3447 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3448 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3449 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3450 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3451 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3452 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3453 tale evenienza non si verificherà mai.
3455 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3456 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3457 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3458 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3459 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3460 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3461 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3462 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3463 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3464 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3465 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3466 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3467 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3468 chiamata di \func{read}.
3470 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3471 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3472 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3473 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3474 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3475 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3476 raggruppati in un solo evento.
3480 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3481 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3484 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3485 \label{sec:file_asyncronous_io}
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} o ``AIO''. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le
3490 funzioni di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di
3491 ritornare, così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad
3492 esempio possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da
3493 poter effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3495 Benché la modalità di apertura asincrona di un file vista in
3496 sez.~\ref{sec:signal_driven_io} possa risultare utile in varie occasioni (in
3497 particolar modo con i socket e gli altri file per i quali le funzioni di I/O
3498 sono \textit{system call} lente), essa è comunque limitata alla notifica della
3499 disponibilità del file descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno
3500 svolgimento asincrono delle medesime. Lo standard POSIX.1b definisce una
3501 interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero e proprio,\footnote{questa è
3502 stata ulteriormente perfezionata nelle successive versioni POSIX.1-2001 e
3503 POSIX.1-2008.} che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3504 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3507 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3508 implementata sia direttamente nel kernel che in \textit{user space} attraverso
3509 l'uso di \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una
3510 implementazione di questa interfaccia fornita completamente delle \acr{glibc}
3511 a partire dalla versione 2.1, che è realizzata completamente in \textit{user
3512 space}, ed è accessibile linkando i programmi con la libreria
3513 \file{librt}. A partire dalla versione 2.5.32 è stato introdotto nel kernel
3514 una nuova infrastruttura per l'I/O asincrono, ma ancora il supporto è parziale
3515 ed insufficiente ad implementare tutto l'AIO POSIX.
3517 Lo standard POSIX prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano
3518 controllate attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui
3519 nome sta per \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come
3520 argomento a tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come
3521 effettuata in \headfiled{aio.h}, è riportata in
3522 fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è definita la macro
3523 \macrod{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la disponibilità
3524 dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3526 \begin{figure}[!htb]
3527 \footnotesize \centering
3528 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3529 \includestruct{listati/aiocb.h}
3532 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3534 \label{fig:file_aiocb}
3537 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3538 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3539 terminali e \textit{pipe} sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3540 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3541 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3542 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3543 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3544 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3545 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3546 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3547 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3548 del blocco di dati da trasferire.
3550 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3551 di I/O, in generale perché ciò sia possibile occorre che la piattaforma
3552 supporti questa caratteristica, questo viene indicato dal fatto che le macro
3553 \macrod{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e \macrod{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}
3554 sono definite. La priorità viene impostata a partire da quella del processo
3555 chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}), cui viene sottratto il valore
3556 di questo campo. Il campo \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione
3557 \func{lio\_listio}, che, come vedremo, permette di eseguire con una sola
3558 chiamata una serie di operazioni, usando un vettore di \textit{control
3559 block}. Tramite questo campo si specifica quale è la natura di ciascuna di
3562 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3563 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3564 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3565 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3566 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3568 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3569 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3570 lettura od una scrittura asincrona di dati usando la struttura \struct{aiocb}
3571 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3575 \fdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3576 \fdesc{Richiede una lettura asincrona.}
3577 \fdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3578 \fdesc{Richiede una scrittura asincrona.}
3581 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3582 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3584 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3585 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3586 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3587 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3588 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3594 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3595 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3596 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3597 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3598 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3599 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
3600 sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
3601 comunque alla fine del file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
3603 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3604 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3605 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3606 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3607 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3608 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
3609 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
3610 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
3613 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3614 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3615 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3616 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3617 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3618 errore; il suo prototipo è:
3622 \fdecl{int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3623 \fdesc{Determina lo stato di errore di una operazione di I/O asincrono.}
3626 {La funzione ritorna $0$ se le operazioni si sono concluse con successo,
3627 altrimenti restituisce \errval{EINPROGRESS} se non sono concluse,
3628 \errcode{ECANCELED} se sono state cancellate o il relativo codice di errore
3632 Se l'operazione non si è ancora completata viene sempre restituito l'errore di
3633 \errcode{EINPROGRESS}, mentre se è stata cancellata ritorna
3634 \errcode{ECANCELED}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3635 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3636 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3637 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3638 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3639 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3640 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3641 \func{write}, \func{fsync} e \func{fdatasync}.
3643 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3644 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3645 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3646 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3651 \fdecl{ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3652 \fdesc{Ottiene lo stato dei risultati di una operazione di I/O asincrono.}
3655 {La funzione ritorna lo stato di uscita dell'operazione eseguita (il valore
3656 che avrebbero restituito le equivalenti funzioni eseguite in maniera
3660 La funzione recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O
3661 associate a \param{aiocbp} e deve essere chiamata una sola volta per ciascuna
3662 operazione asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad
3663 essa associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo
3664 che l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata
3665 verificandolo con \func{aio\_error}, ed usarla una sola volta. Una chiamata
3666 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati,
3667 così come chiamarla più di una volta.
3669 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3670 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3671 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync} o \func{fdatasync}). É
3672 importante chiamare sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili
3673 per le operazioni di I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di
3674 arrivare ad un loro esaurimento.
3676 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3677 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3678 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3679 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3684 \fdecl{int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3685 \fdesc{Richiede la sincronizzazione dei dati su disco.}
3688 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3689 caso \var{errno} assumerà gli stessi valori visti \func{aio\_read} con lo
3694 La funzione richiede la sincronizzazione dei dati delle operazioni di I/O
3695 relative al file descriptor indicato in \texttt{aiocbp->aio\_fildes},
3696 ritornando immediatamente. Si tenga presente che la funzione mette
3697 semplicemente in coda la richiesta, l'esecuzione effettiva della
3698 sincronizzazione dovrà essere verificata con \func{aio\_error} e
3699 \func{aio\_return} come per le operazioni di lettura e
3700 scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la modalità di
3701 esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le operazioni saranno
3702 completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si specifica
3703 \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3704 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3706 Il successo della chiamata assicura la richiesta di sincronizzazione dei dati
3707 relativi operazioni di I/O asincrono richieste fino a quel momento, niente è
3708 garantito riguardo la sincronizzazione dei dati relativi ad eventuali
3709 operazioni richieste successivamente. Se si è specificato un meccanismo di
3710 notifica questo sarà innescato una volta che le operazioni di sincronizzazione
3711 dei dati saranno completate (\texttt{aio\_sigevent} è l'unico altro campo
3712 di \param{aiocbp} che viene usato.
3714 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni di I/O (in
3715 genere quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo
3716 lo standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3717 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3722 \fdecl{int aio\_cancel(int fd, struct aiocb *aiocbp)}
3723 \fdesc{Richiede la cancellazione delle operazioni di I/O asincrono.}
3726 {La funzione ritorna un intero positivo che indica il risultato
3727 dell'operazione in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso
3728 \var{errno} assumerà uno dei valori:
3730 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor valido.
3731 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3736 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3737 \param{fd}, idicata con \param{aiocbp}, o tutte le operazioni pendenti,
3738 specificando \val{NULL} come valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione
3739 viene cancellata una successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà
3740 \errcode{ECANCELED} come codice di errore, ed mentre il valore di ritorno per
3741 \func{aio\_return} sarà $-1$, inoltre il meccanismo di notifica non verrà
3742 invocato. Se con \param{aiocbp} si specifica una operazione relativa ad un
3743 file descriptor diverso da \param{fd} il risultato è indeterminato. In caso
3744 di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi
3745 definiti in \headfile{aio.h}) sono tre:
3746 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3747 \item[\constd{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3748 cancellazione sono state già completate,
3750 \item[\constd{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3753 \item[\constd{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3754 corso e non sono state cancellate.
3757 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3758 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3759 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3760 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3761 del loro avvenuto completamento.
3763 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3764 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3765 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3766 specifica operazione; il suo prototipo è:
3770 \fdecl{int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, \\
3771 \phantom{int aio\_suspend(}const struct timespec *timeout)}
3772 \fdesc{Attende il completamento di una operazione di I/O asincrono.}
3775 {La funzione ritorna $0$ se una (o più) operazioni sono state completate e
3776 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3778 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3780 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3781 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3786 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3787 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3788 un tempo massimo specificato dalla struttura \struct{timespec} puntata
3789 da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un segnale (si tenga conto che
3790 questo segnale potrebbe essere anche quello utilizzato come meccanismo di
3791 notifica). La lista deve essere inizializzata con delle strutture
3792 \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente richieste, ma può
3793 contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si siano specificati
3794 valori non validi l'effetto è indefinito.
3795 Un valore \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout, mentre
3796 se si vuole effettuare un \textit{polling} sulle operazioni occorrerà
3797 specificare un puntatore valido ad una struttura \texttt{timespec} (vedi
3798 fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) contenente valori nulli, e verificare poi
3799 con \func{aio\_error} quale delle operazioni della lista \param{list} è stata
3802 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3803 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3804 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3809 \fdecl{int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3812 \fdesc{Richiede l'esecuzione di una serie di operazioni di I/O.}
3815 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3816 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3818 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3820 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3821 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3822 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3823 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3824 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3829 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3830 lista \param{list} un vettore di puntatori a strutture \struct{aiocb}
3831 indicanti le operazioni da compiere (che verranno eseguite senza un ordine
3832 particolare). La lista può contenere anche puntatori nulli, che saranno
3833 ignorati (si possono così eliminare facilmente componenti della lista senza
3834 doverla rigenerare).
3836 Ciascuna struttura \struct{aiocb} della lista deve contenere un
3837 \textit{control block} opportunamente inizializzato; in particolare per
3838 ognuna di esse dovrà essere specificato il tipo di operazione con il campo
3839 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i valori:
3840 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3841 \item[\constd{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3842 \item[\constd{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3843 \item[\constd{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3845 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3846 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3847 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3848 quelle non completate.
3850 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3851 usato il valore \constd{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3852 di tutte le operazioni richieste; se si usa \constd{LIO\_NOWAIT} la funzione
3853 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3854 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3855 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3856 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3858 % TODO: trattare libaio e le system call del kernel per l'I/O asincrono, vedi
3859 % http://lse.sourceforge.net/io/aio.html,
3860 % http://webfiveoh.com/content/guides/2012/aug/mon-13th/linux-asynchronous-io-and-libaio.html,
3861 % https://code.google.com/p/kernel/wiki/AIOUserGuide,
3862 % http://bert-hubert.blogspot.de/2012/05/on-linux-asynchronous-file-io.html
3863 % https://www.fsl.cs.sunysb.edu/~vass/linux-aio.txt
3866 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3867 \label{sec:file_advanced_io}
3869 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3870 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3871 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3872 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3873 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3874 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3878 \subsection{File mappati in memoria}
3879 \label{sec:file_memory_map}
3881 \itindbeg{memory~mapping}
3883 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3884 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3885 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che attraverso il meccanismo della
3886 \textsl{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3887 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}) permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3888 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3892 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3893 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3894 mappatura in memoria di un file.}
3895 \label{fig:file_mmap_layout}
3898 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3899 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3900 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3901 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3902 del file attraverso il sistema della memoria virtuale illustrato in
3903 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen} che in maniera analoga a quanto avviene per le
3904 pagine che vengono salvate e rilette nella \textit{swap}, si incaricherà di
3905 sincronizzare il contenuto di quel segmento di memoria con quello del file
3906 mappato su di esso. Per questo motivo si può parlare tanto di \textsl{file
3907 mappato in memoria}, quanto di \textsl{memoria mappata su file}.
3909 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3910 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3911 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3912 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3913 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3914 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3917 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
3918 virtuale, la sezione di memoria mappata su cui si opera sarà a sua volta letta
3919 o scritta sul file una pagina alla volta e solo per le parti effettivamente
3920 usate, il tutto in maniera completamente trasparente al processo; l'accesso
3921 alle pagine non ancora caricate avverrà allo stesso modo con cui vengono
3922 caricate in memoria le pagine che sono state salvate sullo \textit{swap}.
3924 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3925 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3926 scritte sulla \textit{swap}; questo consente di accedere ai file su dimensioni
3927 il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3928 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3930 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni di sistema
3931 per la gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve
3932 ad eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo
3938 \fdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3940 \fdesc{Esegue la mappatura in memoria di una sezione di un file.}
3943 {La funzione ritorna il puntatore alla zona di memoria mappata in caso di
3944 successo, e \const{MAP\_FAILED} (\texttt{(void *) -1}) per un errore, nel
3945 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3947 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3948 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3949 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3950 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3951 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3952 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3953 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3954 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3955 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3956 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3957 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3958 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3959 dimensione delle pagine), o \param{lengh} è zero (solo dal 2.6.12)
3960 o \param{flags} contiene sia \const{MAP\_PRIVATE} che
3961 \const{MAP\_SHARED} o nessuno dei due.
3962 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3963 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3964 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3966 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3967 numero di mappature possibili.
3968 \item[\errcode{EOVERFLOW}] su architettura a 32 bit con il supporto per i
3969 \textit{large file} (che hanno una dimensione a 64 bit) il numero di
3970 pagine usato per \param{lenght} aggiunto a quello usato
3971 per \param{offset} eccede i 32 bit (\texttt{unsigned long}).
3972 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3973 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3974 l'opzione \texttt{noexec}.
3975 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3976 \param{fd} è aperto in scrittura.
3981 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3982 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3983 all'indirizzo \param{start}. Il valore \param{start} viene normalmente
3984 considerato come un suggerimento, ma l'uso di un qualunque valore diverso da
3985 \val{NULL}, in cui si rimette completamente al kernel la scelta
3986 dell'indirizzo, viene sconsigliato per ragioni di portabilità. Il valore
3987 di \param{offset} deve essere un multiplo della dimensione di una pagina di
3993 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3995 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3998 \constd{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3999 \constd{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
4000 \constd{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
4001 \constd{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
4004 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
4005 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
4006 \label{tab:file_mmap_prot}
4009 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
4010 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
4011 in pagine, ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
4012 lineari di memoria virtuale; per ciascuno di questi segmenti il kernel
4013 mantiene nella \textit{page table} la mappatura sulle pagine di memoria
4014 reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro
4015 violazione causa quella una \textit{segment violation}, e la relativa
4016 emissione del segnale \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria
4017 e deve essere specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più
4018 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato
4019 deve essere compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il
4025 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4027 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4030 \constd{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
4031 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
4032 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
4033 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
4034 richiesto \const{MAP\_FIXED} (dal kernel 2.4.20).\\
4035 \constd{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
4036 \constd{MAP\_ANONYMOUS}& La mappatura non è associata a nessun file. Gli
4037 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
4038 ignorati. L'uso di questo flag con
4039 \const{MAP\_SHARED} è stato implementato in Linux
4040 a partire dai kernel della serie 2.4.x.\\
4041 \constd{MAP\_DENYWRITE}& In Linux viene ignorato per evitare
4043 (veniva usato per segnalare che tentativi di
4044 scrittura sul file dovevano fallire con
4045 \errcode{ETXTBSY}).\\
4046 \constd{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
4047 \constd{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
4048 \constd{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
4049 da \param{start}, se questo non può essere usato
4050 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
4051 valore di \param{start} deve essere allineato
4052 alle dimensioni di una pagina.\\
4053 \constd{MAP\_GROWSDOWN}& Usato per gli \textit{stack}.
4054 Indica che la mappatura deve essere effettuata
4055 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
4056 \constd{MAP\_HUGETLB} & Esegue la mappatura usando le cosiddette
4057 ``\textit{huge pages}'' (dal kernel 2.6.32).\\
4058 \constd{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo \textit{swapping} delle
4059 pagine mappate (dal kernel 2.5.37).\\
4060 \constd{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
4061 non causa I/O (dal kernel 2.5.46).\\
4062 \constd{MAP\_NORESERVE}& Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
4063 delle pagine di \textit{swap} ad uso del meccanismo
4064 del \textit{copy on write}
4065 per mantenere le modifiche fatte alla regione
4066 mappata, in questo caso dopo una scrittura, se
4067 non c'è più memoria disponibile, si ha
4068 l'emissione di un \signal{SIGSEGV}.\\
4069 \constd{MAP\_POPULATE} & Esegue il \textit{prefaulting} delle pagine di
4070 memoria necessarie alla mappatura (dal kernel
4072 \constd{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
4073 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
4074 privata cui solo il processo chiamante ha
4075 accesso. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
4076 \constd{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
4077 riportati sul file e saranno immediatamente
4078 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
4080 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
4081 \const{MAP\_STACK} & Al momento è ignorato, è stato fornito (dal kernel
4082 2.6.27) a supporto della implementazione dei
4083 thread nelle \acr{glibc}, per allocare memoria in
4084 uno spazio utilizzabile come \textit{stack} per le
4085 architetture hardware che richiedono un
4086 trattamento speciale di quest'ultimo.\\
4087 \constd{MAP\_UNINITIALIZED}& Specifico per i sistemi embedded ed
4088 utilizzabile dal kernel 2.6.33 solo se è stata
4089 abilitata in fase di compilazione dello stesso
4091 \texttt{CONFIG\_MMAP\_ALLOW\_UNINITIALIZED}. Se
4092 usato le pagine di memoria usate nella mappatura
4093 anonima non vengono cancellate; questo migliora
4094 le prestazioni sui sistemi con risorse minime, ma
4095 comporta la possibilità di rileggere i dati di
4096 altri processi che han chiuso una mappatura, per
4097 cui viene usato solo quando (come si suppone sia
4098 per i sistemi embedded) si ha il completo
4099 controllo dell'uso della memoria da parte degli
4101 % \constd{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
4102 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
4106 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
4107 \label{tab:file_mmap_flag}
4110 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
4111 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
4113 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
4114 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
4115 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
4116 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
4117 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
4118 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}. Fra questi comunque deve sempre essere
4119 specificato o \const{MAP\_PRIVATE} o \const{MAP\_SHARED} per indicare la
4120 modalità con cui viene effettuata la mappatura.
4122 Esistono infatti due modalità alternative di eseguire la mappatura di un file;
4123 la più comune è \const{MAP\_SHARED} in cui la memoria è condivisa e le
4124 modifiche effettuate su di essa sono visibili a tutti i processi che hanno
4125 mappato lo stesso file. In questo caso le modifiche vengono anche riportate su
4126 disco, anche se questo può non essere immediato a causa della bufferizzazione:
4127 si potrà essere sicuri dell'aggiornamento solo in seguito alla chiamata di
4128 \func{msync} o \func{munmap}, e solo allora le modifiche saranno visibili sul
4129 file con l'I/O convenzionale.
4131 Con \const{MAP\_PRIVATE} invece viene creata una copia privata del file,
4132 questo non viene mai modificato e solo il processo chiamante ha accesso alla
4133 mappatura. Le modifiche eseguite dal processo sulla mappatura vengono
4134 effettuate utilizzando il meccanismo del \textit{copy on write}, mentenute in
4135 memoria e salvate su \textit{swap} in caso di necessità. Non è specificato se
4136 i cambiamenti sul file originale vengano riportati sulla regione mappata.
4138 Gli altri valori di \func{flag} modificano le caratteristiche della
4139 mappatura. Fra questi il più rilevante è probabilmente \const{MAP\_ANONYMOUS}
4140 che consente di creare segmenti di memoria condivisa fra processi diversi
4141 senza appoggiarsi a nessun file (torneremo sul suo utilizzo in
4142 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}). In tal caso gli argomenti \param{fd}
4143 e \param{offset} vangono ignorati, anche se alcune implementazioni richiedono
4144 che invece \param{fd} sia $-1$, convenzione che è opportuno seguire se si ha a
4145 cuore la portabilità dei programmi.
4147 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
4148 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
4149 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria virtuale. Questo
4150 comporta allora una serie di conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di
4151 scrivere su una zona mappata in sola lettura si avrà l'emissione di un segnale
4152 di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento
4153 di memoria relativo non consentono questo tipo di accesso.
4155 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4156 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4157 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4158 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4159 paginazione, la mappatura in memoria non può che essere eseguita su un
4160 segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una pagina, ed in
4161 generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni effettive del file
4162 o della sezione che si vuole mappare.
4164 \begin{figure}[!htb]
4166 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4167 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4168 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4169 \label{fig:file_mmap_boundary}
4172 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4173 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4174 il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4175 bordo della pagina successiva. In questo caso è possibile accedere a quella
4176 zona di memoria che eccede le dimensioni specificate da \param{length}, senza
4177 ottenere un \signal{SIGSEGV} poiché essa è presente nello spazio di indirizzi
4178 del processo, anche se non è mappata sul file. Il comportamento del sistema è
4179 quello di restituire un valore nullo per quanto viene letto, e di non
4180 riportare su file quanto viene scritto.
4182 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4183 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4184 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4185 quella della mappatura in memoria. In questa situazione, per la sezione di
4186 pagina parzialmente coperta dal contenuto del file, vale esattamente quanto
4187 visto in precedenza; invece per la parte che eccede, fino alle dimensioni date
4188 da \param{length}, l'accesso non sarà più possibile, ma il segnale emesso non
4189 sarà \signal{SIGSEGV}, ma \signal{SIGBUS}, come illustrato in
4190 fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4192 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4193 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4194 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4195 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4196 relativi a \textit{pipe}, socket e \textit{fifo}, per i quali non ha senso
4197 parlare di \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di
4198 dispositivo, che non dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si
4199 ricordi quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente
4200 però che esistono anche casi di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al
4201 ponte PCI-VME del chip Universe) che sono utilizzabili solo con questa
4206 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4207 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4208 alla lunghezza richiesta.}
4209 \label{fig:file_mmap_exceed}
4212 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4213 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4214 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4215 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4216 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4217 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4218 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4219 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4222 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4223 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4224 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4225 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4226 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4227 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4228 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4229 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4230 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4232 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4233 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
4234 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
4235 dei file ordinaria illustrata in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il
4236 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
4237 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
4238 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
4240 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia ordinaria queste modifiche
4241 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4242 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4243 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4244 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4246 Per questo è sempre sconsigliabile eseguire scritture su un file attraverso
4247 l'interfaccia ordinaria quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4248 usare l'interfaccia ordinaria per leggere un file mappato in memoria, purché
4249 si abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria
4250 mette a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto
4251 della memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4256 \fdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4257 \fdesc{Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.}
4260 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4261 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4263 \item[\errcode{EBUSY}] si è indicato \const{MS\_INVALIDATE} ma
4264 nell'intervallo di memoria specificato è presente un \textit{memory lock}.
4265 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4266 risulta mappato (prima del kernel 2.4.19).
4267 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4268 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4270 \item[\errcode{ENOMEM}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4271 risulta mappato (dal kernel 2.4.19).
4276 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4277 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4278 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4279 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4280 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia ordinaria troveranno un contenuto
4281 del file aggiornato.
4286 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4288 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4291 \constd{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4292 quando questa è stata completata.\\
4293 \constd{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4294 non attendendo che questa sia finita.\\
4295 \constd{MS\_INVALIDATE}& invalida le pagine per tutte le mappature
4296 in memoria così da rendere necessaria una
4297 rilettura immediata delle stesse.\\
4300 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4301 \label{tab:file_mmap_msync}
4304 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4305 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4306 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4307 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4308 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4309 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4310 valore fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4311 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4312 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4314 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4315 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4320 \fdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4321 \fdesc{Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.}
4324 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4325 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4327 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4328 precedentemente mappata.
4333 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4334 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4335 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4336 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4337 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4338 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4339 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4340 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4341 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4343 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4344 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4345 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4346 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4347 virtuale. Questa funzione di sistema è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4351 \fdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4352 \fdesc{Modifica le protezioni delle pagine di memoria.}
4355 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4356 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4358 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4359 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4360 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4361 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4362 ha solo accesso in lettura.
4363 \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4364 necessarie all'interno del kernel o si è specificato un indirizzo di
4365 memoria non valido del processo o non corrispondente a pagine mappate
4366 (negli ultimi due casi prima del kernel 2.4.19 veniva prodotto,
4367 erroneamente, \errcode{EFAULT}).
4372 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4373 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4374 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4375 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4376 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4377 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4379 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4380 kernel unix-like per poter usare le quali occorre però dichiarare
4381 \macro{\_GNU\_SOURCE} prima dell'inclusione di \texttt{sys/mman.h}. La prima
4382 di queste è la possibilità di modificare un precedente \textit{memory
4383 mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo. Questo è realizzato
4384 dalla funzione di sistema \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4388 \fdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4389 new\_size, unsigned long flags)}
4390 \fdesc{Restringe o allarga una mappatura in memoria.}
4393 {La funzione ritorna l'indirizzo alla nuova area di memoria in caso di
4394 successo o il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *) -1}), nel
4395 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4397 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4399 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4400 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4401 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4402 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4403 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4404 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4405 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4411 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4412 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4413 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4414 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4415 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4416 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4417 Il solo valore utilizzato è \constd{MREMAP\_MAYMOVE} che consente di eseguire
4418 l'espansione anche quando non è possibile utilizzare il precedente
4419 indirizzo. Per questo motivo, se si è usato questo flag, la funzione può
4420 restituire un indirizzo della nuova zona di memoria che non è detto coincida
4421 con \param{old\_address}.
4423 La funzione si appoggia al sistema della memoria virtuale per modificare
4424 l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo e le pagine di memoria,
4425 modificando i dati direttamente nella \textit{page table} del processo. Come
4426 per \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine
4427 di memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così
4428 di implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4430 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4431 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4432 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4433 Esistono però delle applicazioni (in particolare la tecnica è usata dai
4434 database o dai programmi che realizzano macchine virtuali) in cui è utile
4435 poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4437 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4438 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4439 in sequenza non lineare (ed in effetti è quello che veniva fatto anche con
4440 Linux prima che fossero introdotte queste estensioni) ma questo approccio ha
4441 delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni. Infatti per
4442 ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella \textit{page table}
4443 del processo una nuova area di memoria virtuale, quella che nel gergo del
4444 kernel viene chiamata VMA (\textit{virtual memory area}, che corrisponda alla
4445 mappatura, in modo che questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi
4446 come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4448 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse (si può arrivare
4449 anche a centinaia di migliaia) per realizzare a mano una mappatura non-lineare
4450 esso vedrà un accrescimento eccessivo della sua \textit{page table}, e lo
4451 stesso accadrà per tutti gli altri processi che utilizzano questa tecnica. In
4452 situazioni in cui le applicazioni hanno queste esigenze si avranno delle
4453 prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà impiegare molte risorse per
4454 mantenere i dati relativi al \textit{memory mapping}, sia in termini di
4455 memoria interna per i dati delle \textit{page table}, che di CPU per il loro
4458 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4459 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4460 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4461 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura iniziale, e
4462 quindi una sola \textit{virtual memory area} nella \textit{page table} del
4463 processo, e poi rimappare a piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò
4464 è possibile grazie ad una nuova \textit{system call},
4465 \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4469 \fdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4470 ssize\_t pgoff, int flags)}
4471 \fdesc{Rimappa non linearmente un \textit{memory mapping}.}
4474 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4475 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4477 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4478 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4479 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4482 nel loro significato generico.}
4485 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4486 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4487 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi si
4488 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4489 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4490 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4493 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4494 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4495 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4496 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4497 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4498 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4499 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4500 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4502 \itindbeg{prefaulting}
4504 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4505 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4506 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4507 del \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto per migliorare le
4508 prestazioni in certe condizioni di utilizzo del \textit{memory mapping}.
4510 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4511 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della memoria virtuale
4512 è quello per cui la regione mappata viene aggiunta alla \textit{page table}
4513 del processo, ma i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4514 \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla memoria) soltanto in
4515 corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine interessate dal
4516 \textit{memory mapping}.
4518 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4519 pagina alla volta con un gran numero di \textit{page fault}, chiaramente se si
4520 sa in anticipo che il file verrà utilizzato immediatamente, è molto più
4521 efficiente eseguire un \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria
4522 interessate alla mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta,
4523 questo comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4524 \const{MAP\_POPULATE}.
4526 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4527 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4528 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \textit{prefaulting} più limitato
4529 in cui vengono popolate solo le pagine della mappatura che già si trovano
4530 nella cache del kernel.\footnote{questo può essere utile per il linker
4531 dinamico, in particolare quando viene effettuato il \textit{prelink} delle
4534 \itindend{prefaulting}
4536 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4537 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4538 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4539 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4540 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4541 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4543 \itindend{memory~mapping}
4545 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4546 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4547 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4548 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4549 kernel delle indicazioni su come un processo intende accedere ad un segmento
4550 di memoria, anche al di là delle mappature dei file, così che possano essere
4551 adottate le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4555 \fdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4556 \fdesc{Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un segmento di memoria.}
4559 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4560 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4562 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4563 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4564 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4565 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4566 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise o si è usato
4567 \const{MADV\_MERGEABLE} o \const{MADV\_UNMERGEABLE} ma il kernel non è
4568 stato compilato per il relativo supporto.
4569 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4570 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4571 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4572 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4573 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4576 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS} nel loro significato generico.}
4579 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4580 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4581 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4582 mentre \param{length} deve essere un numero positivo; la versione di Linux
4583 consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una parte
4584 dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4585 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4588 L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice} che deve essere
4589 specificato con uno dei valori riportati in
4590 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}; si tenga presente che i valori indicati
4591 nella seconda parte della tabella sono specifici di Linux e non sono previsti
4592 dallo standard POSIX.1b. La funzione non ha, tranne il caso di
4593 \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto sul comportamento di un programma, ma
4594 può influenzarne le prestazioni fornendo al kernel indicazioni sulle esigenze
4595 dello stesso, così che sia possibile scegliere le opportune strategie per la
4596 gestione del \textit{read-ahead} (vedi sez.~\ref{sec:file_fadvise}) e del
4602 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4604 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4607 \constd{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4608 futuro, pertanto le pagine possono essere
4609 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4610 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4611 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4612 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4613 \constd{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4614 di default usato quando non si è chiamato
4616 \constd{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4617 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4618 anticipata con il meccanismo del
4619 \textit{read-ahead} (vedi
4620 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4621 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4622 \constd{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4623 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4624 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4625 scartare immediatamente le pagine una volta che
4626 queste siano state lette.\\
4627 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4628 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4629 deve essere incentivata.\\
4631 \constd{MADV\_DONTDUMP}& esclude da un \textit{core dump} (vedi
4632 sez.~\ref{sec:sig_standard}) le pagine
4633 specificate, viene usato per evitare di scrivere
4634 su disco dati relativi a zone di memoria che si sa
4635 non essere utili in un \textit{core dump}.\\
4636 \constd{MADV\_DODUMP} & rimuove l'effetto della precedente
4637 \const{MADV\_DONTDUMP} (dal kernel 3.4).\\
4638 \constd{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4639 ereditato dal processo figlio dopo una
4640 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4641 meccanismo del \textit{copy on write} effettui la
4642 rilocazione delle pagine quando il padre scrive
4643 sull'area di memoria dopo la \func{fork}, cosa che
4644 può causare problemi per l'hardware che esegue
4645 operazioni in DMA su quelle pagine (dal kernel
4647 \constd{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4648 \const{MADV\_DONTFORK} (dal kernel 2.6.16).\\
4649 \constd{MADV\_HUGEPAGE}& abilita il meccanismo delle \textit{Transparent
4650 Huge Page} (vedi sez.~\ref{sec:huge_pages})
4651 sulla regione indicata; se questa è allineata
4652 alle relative dimensioni il kernel alloca
4653 direttamente delle \textit{huge page}; è
4654 utilizzabile solo con mappature anomime private
4655 (dal kernel 2.6.38).\\
4656 \constd{MADV\_NOHUGEPAGE}& impedisce che la regione indicata venga
4657 collassata in eventuali \textit{huge page} (dal
4659 \constd{MADV\_HWPOISON} &opzione ad uso di debug per verificare codice
4660 che debba gestire errori nella gestione della
4661 memoria; richiede una apposita opzione di
4662 compilazione del kernel, privilegi amministrativi
4663 (la capacità \const{CAP\_SYS\_ADMIN}) e provoca
4664 l'emissione di un segnale di \const{SIGBUS} dal
4665 programma chiamante e rimozione della mappatura
4666 (dal kernel 2.6.32).\\
4667 \constd{MADV\_SOFT\_OFFLINE}&opzione utilizzata per il debug del
4668 codice di verifica degli errori di gestione
4669 memoria, richiede una apposita opzione di
4670 compilazione (dal kernel 2.6.33).\\
4671 \constd{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile, indicazione
4672 principalmente ad uso dei sistemi di
4673 virtualizzazione\footnotemark (dal kernel
4675 \constd{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4676 relativo supporto sottostante; è supportato
4677 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4678 \textit{shmfs} se usato su altri tipi di
4679 filesystem causa un errore di \errcode{ENOSYS}
4680 (dal kernel 2.6.16).\\
4681 \constd{MADV\_UNMERGEABLE}& rimuove l'effetto della precedente
4682 \const{MADV\_MERGEABLE} (dal kernel 2.6.32). \\
4685 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4686 \label{tab:madvise_advice_values}
4689 % TODO aggiunta MADV_FREE dal kernel 4.5 (vedi http://lwn.net/Articles/590991/)
4690 % TODO aggiunta MADV_WIPEONFORK dal kernel 4.14 that causes the affected memory
4691 % region to appear to be full of zeros in the child process after a fork. It
4692 % differs from the existing MADV_DONTFORK in that the address range will
4693 % remain valid in the child (dalla notizia in https://lwn.net/Articles/733256/).
4695 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4696 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4697 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4698 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4699 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4700 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4701 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4702 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4703 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4704 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}
4705 e la documentazione nei sorgenti del kernel
4706 (\texttt{Documentation/vm/ksm.txt}).}
4709 A differenza da quanto specificato nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso
4710 di \func{madvise} è a scopo puramente indicativo, Linux considera queste
4711 richieste come imperative, per cui ritorna un errore qualora non possa
4712 soddisfarle; questo comportamento differisce da quanto specificato nello
4715 Nello standard POSIX.1-2001 è prevista una ulteriore funzione
4716 \funcd{posix\_madvise} che su Linux viene reimplementata utilizzando
4717 \func{madvise}; il suo prototipo è:
4721 \fdecl{int posix\_madvise(void *start, size\_t lenght, int advice)}
4722 \fdesc{Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un segmento di memoria.}
4725 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo ed un valore positivo per un
4726 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4728 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4729 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4731 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono nello spazio di
4732 indirizzi del processo.
4737 Gli argomenti \param{start} e \param{lenght} hanno lo stesso identico
4738 significato degli analoghi di \func{madvise}, a cui si rimanda per la loro
4739 descrizione ma a differenza di quanto indicato dallo standard per questa
4740 funzione, su Linux un valore nullo di \param{len} è consentito.
4745 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
4747 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4750 \constd{POSIX\_MADV\_DONTNEED}& analogo a \const{MADV\_DONTNEED}.\\
4751 \constd{POSIX\_MADV\_NORMAL} & identico a \const{MADV\_NORMAL}.\\
4752 \constd{POSIX\_MADV\_RANDOM} & identico a \const{MADV\_RANDOM}.\\
4753 \constd{POSIX\_MADV\_SEQUENTIAL}& identico a \const{MADV\_SEQUENTIAL}.\\
4754 \constd{POSIX\_MADV\_WILLNEED}& identico a \const{MADV\_WILLNEED}.\\
4757 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{posix\_madvise}.}
4758 \label{tab:posix_madvise_advice_values}
4762 L'argomento \param{advice} invece può assumere solo i valori indicati in
4763 tab.~\ref{tab:posix_madvise_advice_values}, che riflettono gli analoghi di
4764 \func{madvise}, con lo stesso effetto per tutti tranne
4765 \const{POSIX\_MADV\_DONTNEED}. Infatti a partire dalle \acr{glibc} 2.6
4766 \const{POSIX\_MADV\_DONTNEED} viene ignorato, in quanto l'uso del
4767 corrispondente \const{MADV\_DONTNEED} di \func{madvise} ha, per la semantica
4768 imperativa, l'effetto immediato di far liberare le pagine da parte del kernel,
4769 che viene considerato distruttivo.
4773 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4774 \label{sec:file_multiple_io}
4776 Una seconda modalità di I/O diversa da quella ordinaria è il cosiddetto
4777 \textsl{I/O vettorizzato}, che nasce per rispondere al caso abbastanza comune
4778 in cui ci si trova nell'esigenza di dover eseguire una serie multipla di
4779 operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di vari buffer. Un
4780 esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di una struttura ed
4781 essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché l'operazione sia
4782 facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di chiamate a \func{read}
4783 e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità
4784 delle operazioni di lettura e scrittura rispetto all'esecuzione del programma.
4786 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4787 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4788 serie di letture da, o scritture su, una serie di buffer, quello che poi venne
4789 chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni di sistema sono
4790 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4791 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4792 relativi prototipi sono:
4797 \fdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4798 \fdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4799 \fdesc{Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.}
4802 {Le funzioni ritornano il numero di byte letti o scritti in caso di successo e
4803 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4805 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4806 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4808 più tutti i valori, con lo stesso significato, che possono risultare
4809 dalle condizioni di errore di \func{read} e \func{write}.
4814 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4815 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4816 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4817 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4818 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4820 \begin{figure}[!htb]
4821 \footnotesize \centering
4822 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4823 \includestruct{listati/iovec.h}
4826 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4828 \label{fig:file_iovec}
4831 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4832 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4833 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4834 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4835 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4836 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4837 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4838 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4839 specificati nel vettore \param{vector}.
4841 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4842 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4843 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4844 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4845 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4846 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4847 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4848 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4850 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4851 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4852 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4853 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4854 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4855 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4856 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4858 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4859 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4860 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4861 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4862 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4863 corrispondenti a quanto aspettato.
4865 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4866 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4867 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4868 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4869 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4870 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4871 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4872 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4873 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4874 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4875 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4876 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4877 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4882 \fdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4884 \fdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4886 \fdesc{Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4887 posizione sul file.}
4890 { Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle corrispondenti
4891 \func{readv} e \func{writev} ed anche gli eventuali errori sono gli stessi,
4892 con in più quelli che si possono ottenere dalle possibili condizioni di
4893 errore di \func{lseek}.
4897 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4898 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4899 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4900 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4901 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4902 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4904 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali \textit{race
4905 condition} quando si deve eseguire la una operazione di lettura e scrittura
4906 vettorizzata a partire da una certa posizione su un file, mentre al contempo
4907 si possono avere in concorrenza processi che utilizzano lo stesso file
4908 descriptor (si ricordi quanto visto in sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle
4909 chiamate a \func{lseek}.
4911 % TODO trattare preadv2() e pwritev2(), introdotte con il kernel 4.6, vedi
4912 % http://lwn.net/Articles/670231/ ed il flag RWF_HIPRI
4915 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4917 \label{sec:file_sendfile_splice}
4919 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4920 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4921 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4922 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4924 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4925 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4926 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4927 \textit{kernel space} a \textit{user space} e all'indietro, quando in realtà
4928 potrebbe essere più efficiente mantenere tutto in \textit{kernel
4929 space}. Tratteremo in questa sezione alcune funzioni specialistiche che
4930 permettono di ottimizzare le prestazioni in questo tipo di situazioni.
4932 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4933 fra due file descriptor è \func{sendfile}.\footnote{la funzione è stata
4934 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4935 2.1.} La funzione è presente in diverse versioni di Unix (la si ritrova ad
4936 esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix) ma non è presente né in POSIX.1-2001
4937 né in altri standard (pertanto si eviti di utilizzarla se si devono scrivere
4938 programmi portabili) per cui per essa vengono utilizzati prototipi e
4939 semantiche differenti. Nel caso di Linux il prototipo di \funcd{sendfile} è:
4943 \fhead{sys/sendfile.h}
4944 \fdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4946 \fdesc{Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.}
4949 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
4950 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4952 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4953 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4954 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4955 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4957 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4958 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4961 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT} nel loro significato
4965 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4966 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}. In caso di successo la
4967 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4968 \param{out\_fd} e come per le ordinarie \func{read} e \func{write} questo
4969 valore può essere inferiore a quanto richiesto con \param{count}.
4971 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4972 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4973 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4974 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4975 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4976 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4977 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4978 letti da \param{in\_fd}.
4980 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione era utilizzabile su un qualunque
4981 file descriptor, e permetteva di sostituire la invocazione successiva di una
4982 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4983 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si poteva diminuire il numero
4984 di chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da
4985 \textit{kernel space} a \textit{user space} e viceversa. La massima utilità
4986 della funzione si ottiene comunque per il trasferimento di dati da un file su
4987 disco ad un socket di rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro
4988 eseguito da un server web, ed infatti Apache ha una opzione per il supporto
4989 esplicito di questa funzione.} dato che in questo caso diventa possibile
4990 effettuare il trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla
4991 scheda di rete, senza neanche allocare un buffer nel kernel (il meccanismo è
4992 detto \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel,
4993 che si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA)
4994 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4996 In seguito però ci si accorse che, fatta eccezione per il trasferimento
4997 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4998 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4999 \func{write}. Nel caso generico infatti il kernel deve comunque allocare un
5000 buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il guadagno
5001 ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non compensa le
5002 ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in \textit{user
5003 space} che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati, per
5004 cui in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
5005 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
5006 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
5007 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
5008 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
5009 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
5010 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
5011 casi l'uso di \func{sendfile} da luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
5013 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
5014 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
5015 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
5016 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
5017 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
5018 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
5019 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento. Comunque a
5020 partire dal kernel 2.6.33 la restrizione su \param{out\_fd} è stata rimossa e
5021 questo può essere un file qualunque, rimane però quella di non poter usare un
5022 socket per \param{in\_fd}.
5024 A partire dal kernel 2.6.17 come alternativa a \func{sendfile} è disponibile
5025 la nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo scopo di questa funzione è
5026 quello di fornire un meccanismo generico per il trasferimento di dati da o
5027 verso un file, utilizzando un buffer gestito internamente dal
5028 kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra semplicemente un
5029 ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}, nel senso che un trasferimento
5030 di dati fra due file con \func{sendfile} non sarebbe altro che la lettura
5031 degli stessi su un buffer seguita dalla relativa scrittura, cosa che in questo
5032 caso si dovrebbe eseguire con due chiamate a \func{splice}.
5034 In realtà le due \textit{system call} sono profondamente diverse nel loro
5035 meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel 2.6.23, dove
5036 \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di \func{splice}, pur
5037 mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'\textit{user space}.}
5038 \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a disposizione
5039 un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di dati; questo la
5040 rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue applicazioni,
5041 dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi specifici che
5042 nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui essa può essere
5043 effettivamente utilizzata.
5045 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
5046 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
5047 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
5048 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
5049 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
5050 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
5051 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
5052 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
5053 gestito interamente in \textit{kernel space}. In questo caso il cuore della
5054 funzione (e delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più
5055 avanti) è appunto l'uso di un buffer in \textit{kernel space}, e questo è
5056 anche quello che ne ha semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la
5057 gestione di un tale buffer è presente fin dagli albori di Unix per la
5058 realizzazione delle \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di
5059 vista concettuale allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia
5060 (rispetto alle \textit{pipe}) con cui utilizzare in \textit{user space}
5061 l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
5063 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
5064 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
5065 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
5066 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
5067 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
5068 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione fornisce
5069 quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un buffer
5070 ad un file o viceversa; il prototipo di \funcd{splice}, accessibile solo dopo
5071 aver definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
5072 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
5073 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
5078 \fdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
5079 *off\_out, size\_t len, \\
5080 \phantom{long splice(}unsigned int flags)}
5081 \fdesc{Trasferisce dati da un file verso una \textit{pipe} o viceversa.}
5084 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
5085 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5087 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
5088 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
5089 aperti in lettura o scrittura.
5090 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
5091 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una \textit{pipe},
5093 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
5094 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
5096 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5098 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
5099 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
5105 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
5106 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
5107 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere qualunque, questo
5108 significa che può essere, oltre che un file di dati, anche un altra
5109 \textit{pipe}, o un socket. Come accennato una \textit{pipe} non è altro che
5110 un buffer in \textit{kernel space}, per cui a seconda che essa sia usata
5111 per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la copia dei dati
5112 dal buffer al file o viceversa.
5114 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
5115 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
5116 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
5117 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
5118 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
5119 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
5120 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
5121 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
5122 il suddetto file in modalità non bloccante).
5124 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
5125 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
5126 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
5127 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
5128 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
5129 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
5130 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
5131 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
5132 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
5133 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
5134 specificato come valore non nullo.
5136 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
5137 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
5138 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
5139 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
5140 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
5141 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
5142 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
5147 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5149 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5152 \constd{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
5153 di memoria contenenti i dati invece di
5154 copiarle: per una maggiore efficienza
5155 \func{splice} usa quando possibile i
5156 meccanismi della memoria virtuale per
5157 eseguire i trasferimenti di dati. In maniera
5158 analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non
5159 possano essere spostate dalla \textit{pipe} o
5160 il buffer non corrisponda a pagine intere
5161 esse saranno comunque copiate. Viene usato
5162 soltanto da \func{splice}.\\
5163 \constd{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
5164 bloccante; questo flag influisce solo sulle
5165 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
5166 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
5167 questo significa che la funzione potrà
5168 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
5169 file descriptor (a meno che anch'essi non
5170 siano stati aperti in modalità non
5172 \constd{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
5173 ulteriori dati in una \func{splice}
5174 successiva, questo è un suggerimento utile
5175 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
5176 socket. Questa opzione consente di utilizzare
5177 delle opzioni di gestione dei socket che
5178 permettono di ottimizzare le trasmissioni via
5179 rete (si veda la descrizione di
5180 \const{TCP\_CORK} in
5181 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella
5182 di \const{MSG\_MORE} in
5183 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}). Attualmente
5184 viene usato solo da \func{splice}, potrà essere
5185 implementato in futuro anche per
5186 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
5187 \constd{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
5188 ``\textsl{donate}'' al kernel; questo
5189 significa che la cache delle pagine e i dati
5190 su disco potranno differire, e che
5191 l'applicazione non potrà modificare
5192 quest'area di memoria.
5193 Se impostato una seguente \func{splice} che
5194 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
5195 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
5196 essere copiate; per usare questa opzione i
5197 dati dovranno essere opportunamente allineati
5198 in posizione ed in dimensione alle pagine di
5199 memoria. Viene usato soltanto da
5203 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
5204 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
5206 \label{tab:splice_flag}
5210 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
5211 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
5212 su un altro senza utilizzare buffer in \textit{user space}. Lo scopo del
5213 programma è quello di eseguire la copia dei dati con \func{splice}, questo
5214 significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i dati
5215 dal file di ingresso e poi per scriverli su quello di uscita, appoggiandosi ad
5216 una \textit{pipe}: lo schema del flusso dei dati è illustrato in
5217 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
5221 \includegraphics[height=3.5cm]{img/splice_copy}
5222 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
5223 \label{fig:splicecp_data_flux}
5226 Il programma si chiama \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile
5227 coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale del programma, che non
5228 contiene la sezione di gestione delle opzioni, le funzioni di ausilio, le
5229 aperture dei file di ingresso e di uscita passati come argomenti e quella
5230 della \textit{pipe} intermedia, è riportato in fig.~\ref{fig:splice_example}.
5232 \begin{figure}[!htb]
5233 \footnotesize \centering
5234 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5235 \includecodesample{listati/splicecp.c}
5238 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
5240 \label{fig:splice_example}
5243 Il ciclo principale (\texttt{\small 13-38}) inizia con la lettura dal file
5244 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 14-15}), in questo
5245 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
5246 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe}. Il funzionamento
5247 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
5248 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5249 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5250 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer in \textit{kernel
5253 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5254 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5255 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5256 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5257 detto valore è nullo (\texttt{\small 16}) questo significa che si è giunti
5258 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5259 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5260 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 17-24}) c'è stato un
5261 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 16}) se questo è dovuto
5262 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5263 (\texttt{\small 21-23}).
5265 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5266 (\texttt{\small 25-37}); questo inizia (\texttt{\small 26-27}) con la
5267 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5268 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5269 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5270 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5271 del file di destinazione.
5273 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5274 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5275 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5276 (\texttt{\small 28-35}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5277 (\texttt{\small 37}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5278 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5279 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5280 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5281 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5282 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5283 presenti sul buffer.
5285 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5286 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5287 al posto della seconda, utilizzando un buffer in \textit{user space} per
5288 eseguire la copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario
5289 allocare nessun buffer e non si è trasferito nessun dato in \textit{user
5290 space}. Si noti anche come si sia usata la combinazione
5291 \texttt{SPLICE\_F\_MOVE | SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di
5292 \func{splice}, infatti anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi
5293 risultati, l'uso di questi flag, che si ricordi servono solo a dare
5294 suggerimenti al kernel, permette in genere di migliorare le prestazioni.
5296 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5297 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5298 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5299 trasferimento di dati attraverso un buffer in \textit{kernel space}; benché
5300 queste non attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5301 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5303 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5304 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5305 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5311 \fdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long nr\_segs,\\
5312 \phantom{long vmsplice(}unsigned int flags)}
5313 \fdesc{Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.}
5316 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
5317 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5319 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5320 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5321 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5322 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5323 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5329 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5330 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5331 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5332 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5333 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5334 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5335 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5336 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5337 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5338 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5339 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5340 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5342 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5343 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5344 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5345 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5346 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5347 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5348 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5349 eseguire una copia dei dati che contengono.
5351 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5352 suo nome all'omonimo comando in \textit{user space}, perché in analogia con
5353 questo permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su
5354 un'altra \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione
5355 dei dati su dei buffer in \textit{kernel space}, la funzione consente di
5356 eseguire una copia del contenuto del buffer stesso. Il prototipo di
5357 \funcd{tee} è il seguente:
5361 \fdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5363 \fdesc{Duplica i dati da una \textit{pipe} ad un'altra.}
5366 {La funzione ritorna restituisce il numero di byte copiati in caso di successo
5367 e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5369 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5370 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5371 stessa \textit{pipe}.
5372 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5378 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5379 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5380 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5381 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5382 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5383 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5384 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5385 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5386 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5387 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5388 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5389 funzione non bloccante.
5391 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5392 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5393 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della \textit{pipe} è
5394 stato chiuso; si tenga presente però che questo non avviene se si è impostato
5395 il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si avrebbe un errore
5396 di \errcode{EAGAIN}. Un esempio di realizzazione del comando \texttt{tee}
5397 usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella pagina di manuale e
5398 dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5399 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5400 dello \textit{standard input} sullo \textit{standard output} e su un file
5401 specificato come argomento, il codice completo si trova nel file
5402 \texttt{tee.c} dei sorgenti allegati alla guida.
5404 \begin{figure}[!htb]
5405 \footnotesize \centering
5406 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5407 \includecodesample{listati/tee.c}
5410 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5411 standard input sullo standard output e su un file.}
5412 \label{fig:tee_example}
5415 La prima parte del programma, che si è omessa per brevità, si cura
5416 semplicemente di controllare che sia stato fornito almeno un argomento (il
5417 nome del file su cui scrivere), di aprirlo e che sia lo standard input che lo
5418 standard output corrispondano ad una \textit{pipe}.
5420 Il ciclo principale (\texttt{\small 11-32}) inizia con la chiamata a
5421 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5422 (\texttt{\small 13}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5423 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5424 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5425 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 14}), se
5426 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5427 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 15-48}) o si stampa un messaggio
5428 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 18-21}).
5430 Una volta completata la copia dei dati sullo \textit{standard output} si
5431 possono estrarre dallo \textit{standard input} e scrivere sul file, di nuovo
5432 su usa un ciclo di scrittura (\texttt{\small 24-31}) in cui si ripete una
5433 chiamata a \func{splice} (\texttt{\small 25}) fintanto che non si sono scritti
5434 tutti i \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento
5435 è identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5436 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5438 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5439 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5440 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5441 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5442 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5443 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5444 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5445 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5446 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5447 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5448 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5449 copiati i puntatori.
5451 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5454 % TODO trattare qui copy_file_range (vedi http://lwn.net/Articles/659523/),
5455 % introdotta nel kernel 4.5
5457 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5458 \label{sec:file_fadvise}
5460 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5461 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5462 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5463 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5464 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5465 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5467 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5468 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5469 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5470 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5471 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5472 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5473 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5476 \itindbeg{read-ahead}
5478 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5479 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead} (questa è una funzione
5480 specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve essere usata
5481 se si vogliono scrivere programmi portabili), che consente di richiedere una
5482 lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così che le seguenti
5483 operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto all'accesso al
5484 disco; il suo prototipo è:
5488 \fdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5489 \fdesc{Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.}
5492 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5493 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5495 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5496 valido o non è aperto in lettura.
5497 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5498 file che non supporta l'operazione (come una \textit{pipe} o un socket).
5503 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5504 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5505 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la memoria
5506 virtuale ed il meccanismo della paginazione per cui la lettura viene eseguita
5507 in blocchi corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori
5508 di \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5510 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che,
5511 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5512 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5513 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5514 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5515 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5516 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5517 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5518 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5520 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5521 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5522 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5523 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5524 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5525 nelle operazioni successive.
5527 \itindend{read-ahead}
5529 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5530 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise} (anche se
5531 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5532 nella revisione POSIX.1-2003 TC1) che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5533 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5534 porzione di un file, così che esso possa provvedere le opportune
5535 ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}\footnote{la funzione è
5536 stata introdotta su Linux solo a partire dal kernel 2.5.60, ed è disponibile
5537 soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad valore di
5538 almeno \texttt{600} o la macro \macro{\_POSIX\_C\_SOURCE} ad valore di
5539 almeno \texttt{200112L}.} è:
5544 \fdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5545 \fdesc{Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.}
5548 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5549 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5551 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5553 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5554 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5555 (come una \textit{pipe} o un socket).
5556 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una
5557 \textit{pipe} o un socket (ma su Linux viene restituito
5563 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5564 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5565 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5566 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del file, ma
5567 questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel 2.6.6 il valore
5568 nullo veniva interpretato letteralmente. Le modalità sono indicate
5569 dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori illustrati
5570 in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato degli
5571 analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5572 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5573 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5574 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5575 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5576 che utilizza semplicemente l'informazione.
5581 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5583 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5586 \constd{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5587 riguardo le modalità di accesso, il
5588 comportamento sarà identico a quello che si
5589 avrebbe senza nessun avviso.\\
5590 \constd{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5591 accedere ai dati specificati in maniera
5592 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5594 \constd{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5595 completamente causale.\\
5596 \constd{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5597 \constd{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5598 \constd{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5601 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5602 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5604 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5607 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5608 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5609 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5610 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5611 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5612 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5613 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5614 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5615 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5616 riportarsi al comportamento di default.
5618 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5619 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5620 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5621 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5622 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5623 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5624 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5625 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5626 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5628 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5629 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5630 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5631 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5632 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5633 nuovi dati utili; la pagina di manuale riporta l'esempio dello streaming di
5634 file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già inviati
5635 possono essere tranquillamente scartate.
5637 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5638 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5639 specifica per le operazioni di scrittura, \funcd{posix\_fallocate} (la
5640 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94), che consente di
5641 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
5642 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
5643 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
5647 \fdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5648 \fdesc{Richiede la allocazione di spazio disco per un file.}
5651 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e direttamente un codice di
5652 errore altrimenti, in tal caso \var{errno} non viene impostato, e si otterrà
5653 direttamente uno dei valori:
5655 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5656 valido o non è aperto in scrittura.
5657 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5659 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5660 la dimensione massima consentita per un file.
5661 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5663 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5665 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una \textit{pipe}.
5670 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5671 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5672 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5673 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5674 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5675 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5676 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5677 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5679 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5680 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5681 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura di una serie di zeri (usando
5682 \funcd{pwrite} per evitare spostamenti della posizione corrente sul file) per
5683 l'estensione di spazio necessaria qualora il file debba essere esteso o abbia
5684 dei buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e
5685 che l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5686 \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek}) senza una effettiva
5687 allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la modalità con cui la
5688 funzione veniva realizzata nella prima versione fornita dalle \acr{glibc}, per
5689 cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una standardizzazione delle
5690 modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5692 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5693 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5694 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5695 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5696 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5697 diventa effettivamente disponibile. Per poter fare tutto questo è però
5698 necessario il supporto da parte del kernel, e questo è divenuto disponibile
5699 solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è stata introdotta la nuova
5700 \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non è detto che la funzione
5701 sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio per XFS il supporto è
5702 stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.} che consente di
5703 realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione dello spazio
5704 disco così da poter realizzare una versione di \func{posix\_fallocate} con
5705 prestazioni molto più elevate; nelle \acr{glibc} la nuova \textit{system call}
5706 viene sfruttata per la realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire
5707 dalla versione 2.10.
5709 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5710 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5711 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5712 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5713 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5714 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5715 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5719 \fdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5720 \fdesc{Prealloca dello spazio disco per un file.}
5723 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5724 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5726 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5727 valido aperto in scrittura.
5728 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5729 dimensioni massime di un file.
5730 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5731 minore o uguale a zero.
5732 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5734 \item[\errcode{EPERM}] il file è immutabile o \textit{append-only} (vedi
5735 sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
5736 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5737 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5738 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5739 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5741 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO} e \errval{ENOSPC} nel loro significato
5745 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5746 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5747 modalità di allocazione; se questo è nullo il comportamento è identico a
5748 quello di \func{posix\_fallocate} e si può considerare \func{fallocate} come
5749 l'implementazione ottimale della stessa a livello di kernel.
5751 Inizialmente l'unico altro valore possibile per \param{mode} era
5752 \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la dimensione del file
5753 (quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una struttura \struct{stat} dopo
5754 una chiamata a \texttt{fstat}) non venga modificata anche quando la somma
5755 di \param{offset} e \param{len} eccede la dimensione corrente, che serve
5756 quando si deve comunque preallocare dello spazio per scritture in append. In
5757 seguito sono stati introdotti altri valori, riassunti in
5758 tab.\ref{tab:fallocate_mode}, per compiere altre operazioni relative alla
5759 allocazione dello spazio disco dei file.
5764 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5766 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5769 \constd{FALLOC\_FL\_INSERT} & .\\
5770 \constd{FALLOC\_FL\_COLLAPSE\_RANGE}& .\\
5771 \constd{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} & Mantiene invariata la dimensione del
5772 file, pur allocando lo spazio disco anche
5773 oltre la dimensione corrente del file.\\
5774 \constd{FALLOC\_FL\_PUNCH\_HOLE}& Crea un \textsl{buco} nel file (vedi
5775 sez.~\ref{sec:file_lseek}) rendendolo una
5776 \textit{sparse file} (dal kernel
5778 \constd{FALLOC\_FL\_ZERO\_RANGE}& .\\
5781 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{mode} di
5783 \label{tab:fallocate_mode}
5786 In particolare con \const{FALLOC\_FL\_PUNCH\_HOLE} è possibile scartare il
5787 contenuto della sezione di file indicata da \param{offser} e \param{len},
5788 creando un \textsl{buco} (si ricordi quanto detto in
5789 sez.~\ref{sec:file_lseek}); i blocchi del file interamente contenuti
5790 nell'intervallo verranno disallocati, la parte di intervallo contenuta
5791 parzialmente in altri blocchi verrà riempita con zeri e la lettura dal file
5792 restituirà degli zeri per tutto l'intervallo indicato. In sostanza si rende il
5793 file uno \textit{sparse file} a posteriori.
5795 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5796 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5798 % TODO aggiungere FALLOC_FL_ZERO_RANGE e FALLOC_FL_COLLAPSE_RANGE, inseriti
5799 % nel kernel 3.15 (sul secondo vedi http://lwn.net/Articles/589260/), vedi
5800 % anche http://lwn.net/Articles/629965/
5802 % TODO aggiungere FALLOC_FL_INSERT vedi http://lwn.net/Articles/629965/
5805 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5806 % http://lwn.net/Articles/432757/
5809 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5810 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5811 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5812 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5813 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5814 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5815 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5816 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5817 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5818 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5819 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5820 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5821 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5822 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5823 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5824 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5825 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5826 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5827 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5828 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5829 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5830 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5831 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5832 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5833 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5834 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5835 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5836 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5837 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5838 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5839 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5840 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5841 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5842 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5843 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5844 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5845 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5846 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5847 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5848 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5849 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5850 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5851 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5852 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5853 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5854 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5855 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5856 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5857 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5858 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5859 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5860 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5861 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5862 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5863 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5864 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5865 % LocalWords: message kill received means exit TLOCK ULOCK EPOLLWAKEUP
5868 %%% Local Variables:
5870 %%% TeX-master: "gapil"