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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. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
54 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
85 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
95 \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
114 o un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \itindbeg{file~descriptor~set}
128 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
129 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
130 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
131 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
132 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
133 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
134 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
148 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo usare
163 \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore eccede
164 \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
166 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
167 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
168 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
169 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
170 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
171 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
172 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
173 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
174 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
175 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
176 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
177 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
178 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
180 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
181 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
182 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
183 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
184 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
185 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
186 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
187 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
188 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
189 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
190 comune.} Infine l'argomento \param{timeout} specifica un tempo massimo di
191 attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione
192 attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una
193 struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
194 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
196 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
197 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
198 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
199 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
200 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
201 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
202 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
203 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
204 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
207 \itindend{file~descriptor~set}
209 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
210 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
211 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
212 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
213 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
214 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
215 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
216 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
218 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
219 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
220 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
221 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
222 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
223 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
224 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
225 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
226 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
227 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
228 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
230 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
231 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
232 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
233 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
234 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
235 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
236 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
238 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
239 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
240 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
241 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
242 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
243 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
245 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
246 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
247 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
248 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
249 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
250 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
251 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
252 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
253 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
254 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
255 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
256 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
257 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
258 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
259 \begin{prototype}{sys/select.h}
260 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
261 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
263 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
266 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
267 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
268 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
270 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
272 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
273 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
274 o un valore non valido per \param{timeout}.
276 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
279 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
280 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
281 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
282 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
283 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
284 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
285 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
286 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
287 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
288 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
289 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
292 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
293 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
294 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
295 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
296 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
297 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
298 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
299 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
300 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
301 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
303 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
304 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
305 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
306 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
307 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
308 \includecodesnip{listati/select_race.c}
309 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
310 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
311 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
313 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
314 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
315 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
316 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
317 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
318 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
319 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
320 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
321 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
322 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
323 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
324 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
325 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
326 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
327 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
328 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
329 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
330 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
331 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
334 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
335 \label{sec:file_poll}
337 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
338 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
339 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
340 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
341 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
343 \begin{prototype}{sys/poll.h}
344 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
346 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
349 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
350 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
351 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
353 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
355 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
356 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
357 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
359 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
362 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
363 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
364 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
365 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
366 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
367 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
368 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
369 \textsl{non-bloccante}).
371 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
372 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
373 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
374 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
375 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
376 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
377 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
378 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
379 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
380 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
381 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
382 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
385 \footnotesize \centering
386 \begin{minipage}[c]{15cm}
387 \includestruct{listati/pollfd.h}
390 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
391 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
392 \label{fig:file_pollfd}
395 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
396 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
397 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
398 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
399 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
400 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
401 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
406 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
408 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
411 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
412 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
413 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
414 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
417 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
418 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
419 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
421 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
422 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
423 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
425 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
428 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
429 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
430 \label{tab:file_pollfd_flags}
433 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
434 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
435 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
436 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
437 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
438 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
439 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
440 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
441 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
442 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
443 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
444 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
445 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
446 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
447 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
448 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
450 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
451 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
452 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
453 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
454 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
455 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
458 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
459 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
460 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
461 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
462 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
463 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
464 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
465 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
466 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
467 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
470 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
471 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
472 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
473 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
474 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
477 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
478 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
479 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
480 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
481 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
483 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
484 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
485 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
486 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
488 \begin{prototype}{sys/poll.h}
489 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
490 const sigset\_t *sigmask)}
492 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
495 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
496 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
497 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
499 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
501 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
502 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
503 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
505 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
508 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
509 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
510 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
511 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
512 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
513 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
514 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
516 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
517 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
518 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
519 risultati illustrati in precedenza.
522 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
523 \label{sec:file_epoll}
527 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
528 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
529 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
530 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
531 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
532 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
533 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
534 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
535 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
537 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
538 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
539 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
540 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
541 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
542 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
543 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
544 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
545 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
546 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
547 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
549 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
550 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
551 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
552 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
553 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
554 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
555 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
558 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
559 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
560 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
561 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
562 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
563 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
564 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
565 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
566 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
567 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
568 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
569 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
572 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
573 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
574 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
575 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
576 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
577 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
578 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
579 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
580 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
582 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
583 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
584 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
585 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
586 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
587 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
588 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
589 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
590 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
591 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
592 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
594 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
595 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
596 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
597 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
598 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
599 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
600 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
601 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
602 {int epoll\_create(int size)}
604 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
606 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
607 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
609 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
611 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
613 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
619 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
620 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
621 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
622 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
623 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
624 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
625 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
626 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
627 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
629 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
630 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
631 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
632 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
633 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
634 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
636 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
638 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
639 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
641 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
643 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
644 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
645 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
646 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
647 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
648 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
649 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
650 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
651 l'operazione richiesta.
652 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
657 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
658 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
659 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
660 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
661 delle operazioni cui fanno riferimento.
666 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
668 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
671 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
672 \param{fd} alla lista dei file descriptor
673 controllati tramite \param{epfd}, in
674 \param{event} devono essere specificate le
675 modalità di osservazione.\\
676 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
677 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
679 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
680 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
683 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
684 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
685 \label{tab:epoll_ctl_operation}
688 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
689 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
690 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
691 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
692 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
693 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
695 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
696 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
697 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
698 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
699 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
700 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
701 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
702 partire dal 2.6.9 si può specificare anche anche un valore \texttt{NULL}.}
707 \footnotesize \centering
708 \begin{minipage}[c]{15cm}
709 \includestruct{listati/epoll_event.h}
712 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
713 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
715 \label{fig:epoll_event}
718 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
719 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
720 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
721 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
722 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
724 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
725 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
726 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
727 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
728 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
729 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
730 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
735 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
737 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
740 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
741 (analogo di \const{POLLIN}).\\
742 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
743 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
744 \const{EPOLLRDHUP} & l'altro capo di un socket di tipo
745 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
746 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
747 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
748 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
749 disponibili in lettura (analogo di
750 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
751 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
753 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
754 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
755 viene comunque riportata in uscita, e non è
756 necessaria impostarla in ingresso.\\
757 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
758 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
759 triggered} per il file descriptor associato.\\
760 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
761 descriptor associato.\footnotemark\\
764 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
765 \struct{epoll\_event}.}
766 \label{tab:epoll_events}
769 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
771 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedano che si definisca qual'è
772 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
773 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
774 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
775 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
776 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
777 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
778 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
779 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
780 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
781 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
784 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
785 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
786 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
787 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
788 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
789 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
790 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
792 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
793 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
794 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
795 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
796 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
798 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
799 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
800 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
801 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
802 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
803 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
804 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
805 logica \textit{edge triggered}.}
807 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
808 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
809 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
810 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
811 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
812 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
813 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
814 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
816 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
817 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
818 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
819 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
820 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
823 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
825 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
826 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
827 assumerà uno dei valori:
829 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
830 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
831 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
832 della scadenza di \param{timeout}.
833 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
834 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
839 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
840 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
841 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
842 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
843 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
844 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
845 con l'argomento \param{maxevents}.
847 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
848 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
849 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
850 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
851 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
852 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
855 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
856 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
857 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
858 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
859 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
860 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
861 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
862 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
863 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
865 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
866 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
867 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
868 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
869 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
870 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
871 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD} questi verrebbero riletti alla
872 luce delle modifiche.
874 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
875 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica un file descriptor è pronto e resterà
876 tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su di esso.
877 Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di
878 \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una \func{write},\footnote{è
879 opportuno ricordare ancora una volta che l'uso dell'I/O multiplexing
880 richiede di operare sui file in modalità non bloccante.} ma questa non è la
881 sola modalità possibile, ad esempio la condizione può essere riconosciuta
882 anche con il fatto che sono stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
884 Come le precedenti \func{select} e \func{poll}, le funzioni dell'interfaccia
885 di \textit{epoll} vengono utilizzate prevalentemente con i server di rete,
886 quando si devono tenere sotto osservazione un gran numero di socket; per
887 questo motivo rimandiamo di nuovo la trattazione di un esempio concreto a
888 quando avremo esaminato in dettaglio le caratteristiche dei socket, in
889 particolare si potrà trovare un programma che utilizza questa interfaccia in
890 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
897 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
898 \label{sec:file_asyncronous_access}
900 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
901 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
902 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
903 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
904 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
905 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
906 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
907 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
908 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
909 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
910 operazioni di I/O volute.
913 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
914 \label{sec:file_asyncronous_operation}
916 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
917 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
918 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
919 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
920 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
921 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
922 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
924 In realtà parlare di apertura in modalità asincrona non significa che le
925 operazioni di lettura o scrittura del file vengono eseguite in modo asincrono
926 (tratteremo questo, che è ciò che più propriamente viene chiamato \textsl{I/O
927 asincrono}, in sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione
928 un meccanismo di notifica asincrona delle variazione dello stato del file
929 descriptor aperto in questo modo. Quello che succede in questo caso è che il
930 sistema genera un segnale (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne
931 altri con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che
932 diventa possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in
933 questa modalità.\footnote{questa modalità non è utilizzabile con i file
934 ordinari ma solo con socket, file di terminale o pseudo terminale, e, a
935 partire dal kernel 2.6, anche per fifo e pipe.}
937 Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
938 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
939 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
940 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
943 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di
944 Linux, chiamano questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Questa è
945 ancora un'altra modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
946 \itindex{epoll} \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con
947 questa tecnica sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è
948 utilizzabile anche con kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli
949 della serie 2.4, ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si
950 hanno con \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle
951 funzioni \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in
952 sez.~\ref{sec:file_epoll}, quando vengono usate con un numero molto grande di
953 file descriptor, non hanno buone prestazioni.
955 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
956 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
957 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
958 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
959 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
960 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
961 verrebbero notificati una volta sola.
963 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
964 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
965 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
966 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
967 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
968 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
969 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
971 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
972 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
973 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
974 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
975 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
976 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
977 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
978 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
979 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
980 descriptor che ha generato il segnale.
982 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
983 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
984 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
985 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
986 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
987 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
988 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
991 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
992 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
993 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
994 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
995 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
996 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
997 identica al valore massimo del numero di file descriptor
998 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
999 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
1000 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
1002 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
1005 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
1006 \label{sec:file_asyncronous_lease}
1008 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
1009 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
1010 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
1011 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
1012 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
1013 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
1014 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
1015 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
1016 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
1017 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
1018 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
1019 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
1020 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
1023 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
1024 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
1025 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
1026 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
1027 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
1028 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
1029 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
1030 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
1031 nessuna funzionalità di notifica.
1033 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
1034 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
1035 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
1036 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
1037 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
1038 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
1039 \itindex{polling} \textit{polling}.
1041 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
1042 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
1043 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
1044 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
1045 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
1046 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
1047 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
1049 \index{file!lease|(}
1051 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
1052 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
1053 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
1054 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
1055 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
1058 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
1059 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
1060 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
1061 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
1062 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
1063 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
1064 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
1065 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
1066 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
1067 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
1069 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
1070 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
1071 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
1072 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
1073 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
1074 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
1076 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
1077 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
1078 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
1079 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
1080 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
1081 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
1082 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
1087 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1089 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1092 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
1093 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
1094 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
1097 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
1098 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
1099 \const{F\_GETLEASE}.}
1100 \label{tab:file_lease_fctnl}
1103 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
1104 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
1105 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
1106 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
1107 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
1108 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
1110 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
1111 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
1112 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
1113 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
1114 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
1115 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
1116 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
1117 \textit{lease} su qualunque file.
1119 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
1120 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
1121 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
1122 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
1123 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
1124 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
1125 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
1126 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
1127 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
1128 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
1129 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
1130 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
1131 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
1132 operazioni di lettura e scrittura.
1134 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
1135 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
1136 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
1137 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
1138 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
1139 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
1140 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
1141 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
1142 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
1143 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
1146 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
1147 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
1148 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
1149 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
1150 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
1151 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
1152 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
1153 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
1154 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
1157 \index{file!dnotify|(}
1159 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
1160 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
1161 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
1162 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
1163 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
1165 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
1166 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
1167 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
1168 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
1169 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
1170 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
1171 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
1172 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
1173 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
1174 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
1175 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
1176 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
1177 \struct{siginfo\_t}.
1179 \index{file!lease|)}
1184 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1186 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1189 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
1190 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
1191 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
1192 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
1193 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
1194 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
1195 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
1196 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
1197 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
1199 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
1200 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
1201 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
1202 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
1203 directory (con \func{rename}).\\
1204 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
1205 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
1207 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
1211 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
1212 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
1213 \label{tab:file_notify}
1216 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
1217 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
1218 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
1219 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
1220 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
1221 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
1222 tab.~\ref{tab:file_notify}.
1224 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
1225 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
1226 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
1227 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
1228 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
1229 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
1230 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
1231 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
1232 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
1233 specificare un valore nullo.
1235 \index{file!inotify|(}
1237 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
1238 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
1239 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
1240 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
1241 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
1242 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
1243 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
1245 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
1246 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
1247 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
1248 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
1249 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
1250 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
1251 sez.~\ref{sec:sig_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
1252 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
1255 \index{file!dnotify|)}
1257 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
1258 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
1259 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
1260 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
1261 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
1262 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
1263 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
1264 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
1265 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
1267 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1268 {int inotify\_init(void)}
1270 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
1272 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1273 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1275 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
1276 \textit{inotify} consentite all'utente.
1277 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1279 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1285 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
1286 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
1287 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
1288 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
1289 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
1290 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1291 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
1292 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
1293 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
1294 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
1295 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
1296 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
1297 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
1298 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
1299 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
1301 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
1302 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
1303 con l'interfaccia di \textit{epoll}; siccome gli eventi vengono notificati
1304 come dati disponibili in lettura sul file descriptor, dette funzioni
1305 ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di
1306 dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto
1307 di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione delle
1308 modifiche con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
1309 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}.
1311 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
1312 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
1313 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
1314 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
1315 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
1316 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
1317 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
1318 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1319 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
1321 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
1323 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
1324 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1326 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
1327 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
1328 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
1329 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
1330 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
1332 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
1335 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
1336 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
1337 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
1338 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
1339 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
1340 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
1341 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
1342 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
1343 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
1344 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
1345 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
1346 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1347 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
1348 un solo file descriptor.
1350 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
1351 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
1352 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
1353 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
1354 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
1355 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
1356 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
1357 flag della prima parte.
1362 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
1364 \textbf{Flag} & & \textbf{Significato} \\
1367 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
1369 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
1370 dell'inode (o sugli attributi
1372 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
1373 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1375 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1377 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
1378 directory in una directory sotto
1380 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
1381 directory in una directory sotto
1383 \const{IN\_DELETE\_SELF} & & È stato cancellato il file (o la
1384 directory) sotto osservazione.\\
1385 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
1386 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
1387 directory) sotto osservazione.\\
1388 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
1389 directory sotto osservazione.\\
1390 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
1391 directory sotto osservazione.\\
1392 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
1394 \const{IN\_CLOSE} & -- & Combinazione di
1395 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
1396 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
1397 \const{IN\_MOVE} & -- & Combinazione di
1398 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
1399 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
1400 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & -- & Combinazione di tutti i flag
1404 \caption{Le costanti che identificano i valori per la maschera binaria
1405 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
1406 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
1407 \label{tab:inotify_event_watch}
1410 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
1411 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
1412 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
1413 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
1414 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
1415 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
1416 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
1417 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
1418 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
1423 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1425 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1428 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
1430 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
1431 nell'argomento \param{mask}, invece di
1433 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
1434 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
1436 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
1437 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
1438 quelli per i file che contiene.\\
1441 \caption{Le costanti che identificano i valori per la maschera binaria
1442 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
1443 modalità di osservazione.}
1444 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
1447 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
1448 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
1449 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
1450 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
1451 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
1453 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
1454 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
1455 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
1456 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
1457 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
1458 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
1459 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
1460 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
1461 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
1463 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
1464 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
1465 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
1466 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
1467 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
1468 sarà più notificato.
1470 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
1471 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
1472 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
1473 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
1474 la eventuale rimozione dello stesso.
1476 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
1477 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
1479 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1480 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
1482 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
1484 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
1485 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1487 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
1489 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
1490 non è associato ad una coda di notifica.
1495 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
1496 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
1497 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
1498 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
1499 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
1500 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
1501 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
1502 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
1503 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
1504 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
1505 \func{inotify\_rm\_watch}.
1507 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
1508 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
1509 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
1510 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
1511 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
1512 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
1513 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
1514 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
1516 \begin{figure}[!htb]
1517 \footnotesize \centering
1518 \begin{minipage}[c]{15cm}
1519 \includestruct{listati/inotify_event.h}
1522 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
1523 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
1524 \label{fig:inotify_event}
1527 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
1528 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
1529 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
1530 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
1531 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
1532 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
1533 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
1534 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
1535 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
1536 file che sono cambiati.
1538 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
1539 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
1540 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
1541 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
1542 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
1543 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
1544 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
1545 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
1546 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
1547 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
1548 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
1553 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1555 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1558 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
1559 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
1560 che in maniera implicita per la rimozione
1561 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
1562 filesystem su cui questo si trova.\\
1563 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
1564 (consente così di distinguere, quando si pone
1565 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
1566 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
1568 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
1569 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
1570 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
1571 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
1572 osservazione è stato smontato.\\
1575 \caption{Le costanti che identificano i flag aggiuntivi usati nella maschera
1576 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
1577 \label{tab:inotify_read_event_flag}
1580 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
1581 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
1582 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
1583 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
1584 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
1585 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
1587 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
1588 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
1589 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
1590 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
1591 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
1593 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
1594 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
1595 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
1596 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
1597 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
1598 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
1599 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
1600 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
1601 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
1602 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
1603 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
1606 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
1607 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
1608 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
1609 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
1610 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
1611 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
1613 \begin{figure}[!htbp]
1614 \footnotesize \centering
1615 \begin{minipage}[c]{15cm}
1616 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
1619 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
1620 \label{fig:inotify_monitor_example}
1623 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
1624 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
1625 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
1626 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
1627 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
1628 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
1631 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
1632 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
1633 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
1634 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
1635 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
1636 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
1637 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
1638 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
1639 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
1640 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
1642 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
1643 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
1644 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
1645 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
1646 si saranno verificati eventi.
1648 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
1649 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
1650 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
1651 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
1652 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
1653 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
1654 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
1655 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
1656 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
1659 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
1660 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
1661 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
1662 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
1663 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
1664 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
1665 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
1666 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
1667 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
1668 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
1669 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
1670 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
1672 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
1673 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
1674 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
1675 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
1676 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
1677 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
1678 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
1679 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
1680 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
1681 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
1682 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
1683 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
1684 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
1685 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
1687 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
1688 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
1691 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
1693 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1696 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1700 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
1701 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
1702 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
1703 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
1704 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
1705 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
1706 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
1707 tale evenienza non si verificherà mai.
1709 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
1710 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
1711 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
1712 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
1713 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
1714 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
1715 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
1716 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
1717 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
1718 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
1719 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
1720 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più ne saranno restituiti solo quelli
1721 che entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla
1722 successiva chiamata di \func{read}.
1724 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
1725 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
1726 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
1727 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
1728 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
1729 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
1730 raggruppati in un solo evento.
1732 % TODO inserire anche inotify, vedi http://www.linuxjournal.com/article/8478
1733 % TODO e man inotify
1735 \index{file!inotify|)}
1738 % TODO inserire anche eventfd (vedi http://lwn.net/Articles/233462/)
1739 % e le restanti signalfd e timerfd introdotte con il 2.6.22
1740 % o trovargli un posto migliore
1743 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1744 \label{sec:file_asyncronous_io}
1746 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1747 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1748 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1749 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1750 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1751 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1752 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1754 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1755 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1756 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1757 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1758 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1759 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1760 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1761 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1764 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1765 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1766 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
1767 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
1768 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
1769 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
1770 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
1772 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1773 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1774 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1775 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1776 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1777 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1778 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1780 \begin{figure}[!htb]
1781 \footnotesize \centering
1782 \begin{minipage}[c]{15cm}
1783 \includestruct{listati/aiocb.h}
1786 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1788 \label{fig:file_aiocb}
1791 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1792 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1793 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1794 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1795 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1796 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1797 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1798 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1799 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1800 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1801 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1802 del blocco di dati da trasferire.
1804 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1805 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1806 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1807 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1808 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1809 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1810 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1811 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1812 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1813 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1814 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1816 \begin{figure}[!htb]
1817 \footnotesize \centering
1818 \begin{minipage}[c]{15cm}
1819 \includestruct{listati/sigevent.h}
1822 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1823 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1824 \label{fig:file_sigevent}
1827 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1828 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1829 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1830 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1831 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1832 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1833 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1834 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1835 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1836 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1837 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1838 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1839 \struct{siginfo\_t}.
1840 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1841 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
1842 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
1843 \var{sigev\_notify\_attribute}.
1846 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1847 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1848 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1849 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1853 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1854 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1856 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1857 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1860 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1861 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1863 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
1864 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1865 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
1866 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1867 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1872 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1873 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1874 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1875 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1876 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1877 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1878 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1879 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1881 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1882 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1883 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1884 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1885 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1886 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1887 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1888 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1891 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1892 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1893 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1894 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1895 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1896 errore; il suo prototipo è:
1897 \begin{prototype}{aio.h}
1898 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1900 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1903 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1904 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1908 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1909 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1910 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1911 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1912 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1913 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1914 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1915 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1918 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1919 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1920 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1921 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1923 \begin{prototype}{aio.h}
1924 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1926 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1929 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1933 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1934 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1935 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1936 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1937 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1939 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1940 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1941 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1942 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1943 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1946 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1947 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1948 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1949 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1951 \begin{prototype}{aio.h}
1952 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1954 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1956 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1957 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1958 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1961 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1962 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1963 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1964 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1965 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1966 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1967 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1968 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1970 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1971 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1972 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1973 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1974 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1976 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1977 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1978 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1979 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1981 \begin{prototype}{aio.h}
1982 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1984 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1987 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1988 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1989 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1993 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1994 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1995 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1996 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1997 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1998 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1999 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
2000 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
2001 \file{aio.h}) sono tre:
2002 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
2003 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
2004 cancellazione sono state già completate,
2006 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
2009 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
2010 corso e non sono state cancellate.
2013 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
2014 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
2015 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
2016 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
2017 del loro avvenuto completamento.
2019 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
2020 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
2021 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
2022 specifica operazione; il suo prototipo è:
2023 \begin{prototype}{aio.h}
2024 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
2027 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
2028 operazioni specificate da \param{list}.
2030 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
2031 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2034 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
2036 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
2037 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
2042 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
2043 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
2044 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
2045 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
2046 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
2047 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
2048 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
2049 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
2050 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
2052 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
2053 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
2054 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
2055 \begin{prototype}{aio.h}
2056 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
2059 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
2060 secondo la modalità \param{mode}.
2062 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2063 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2065 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
2067 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
2068 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
2069 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
2070 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
2071 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
2076 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
2077 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
2078 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
2079 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
2080 che può prendere i valori:
2081 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2082 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
2083 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
2084 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
2086 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
2087 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
2088 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
2089 quelle non completate.
2091 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
2092 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
2093 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
2094 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
2095 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
2096 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
2097 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
2100 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
2101 \label{sec:file_advanced_io}
2103 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
2104 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
2105 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
2106 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
2107 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
2108 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria} e la funzione
2112 \subsection{I/O vettorizzato}
2113 \label{sec:file_multiple_io}
2115 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
2116 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
2117 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
2118 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
2119 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
2120 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
2123 Per questo motivo su BSD 4.2 sono state introdotte due nuove system call,
2124 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
2125 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} che
2126 permettono di effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su
2127 una serie di buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I
2128 relativi prototipi sono:
2130 \headdecl{sys/uio.h}
2132 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2133 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2135 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
2137 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
2138 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
2139 assumerà uno dei valori:
2141 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
2142 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
2143 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
2144 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
2145 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
2146 non ci sono dati in lettura.
2147 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2149 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
2150 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
2151 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
2152 scrittura eseguite su \param{fd}.}
2155 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
2156 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
2157 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
2158 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
2159 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
2161 \begin{figure}[!htb]
2162 \footnotesize \centering
2163 \begin{minipage}[c]{15cm}
2164 \includestruct{listati/iovec.h}
2167 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
2169 \label{fig:file_iovec}
2172 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
2173 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
2174 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
2175 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
2176 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
2177 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
2178 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
2179 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
2180 specificati nel vettore \param{vector}.
2182 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
2183 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
2184 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
2185 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
2186 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
2187 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
2188 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
2189 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
2191 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
2192 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
2193 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
2194 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
2195 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
2196 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
2197 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
2200 % TODO verificare cosa succederà a preadv e pwritev o alla nuova niovec
2201 % vedi http://lwn.net/Articles/164887/
2204 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor}
2205 \label{sec:file_sendfile_splice}
2208 Uno dei problemi che si presenta nella gestione dell'I/O è quello in cui si
2209 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
2210 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
2211 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
2213 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
2214 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
2215 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
2216 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà sarebbe molto più
2217 efficiente tenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione alcune
2218 funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in questo
2221 La prima funzione che si pone l'obiettivo di ottimizzare il trasferimento dei
2222 dati fra due file descriptor è \funcd{sendfile}; la funzione è presente in
2223 diverse versioni di Unix,\footnote{la si ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX
2224 ed altri Unix.} ma non è presente né in POSIX.1-2001 né in altri standard,
2225 per cui vengono utilizzati diversi prototipi e semantiche
2226 differenti;\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla se si devono scrivere
2227 programmi portabili.} nel caso di Linux il suo prototipo è:
2229 \headdecl{sys/sendfile.h}
2231 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
2234 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
2236 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
2237 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2239 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
2240 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
2241 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
2242 o una operazione di \func{mmap} non è disponibile per \param{in\_fd}.
2243 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
2244 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
2247 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
2252 %NdA è da finire, sul perché non è abilitata fra file vedi:
2253 %\href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2254 %{\texttt{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}
2257 % TODO documentare la funzione sendfile
2258 % TODO documentare le funzioni tee e splice
2259 % http://kerneltrap.org/node/6505 e http://lwn.net/Articles/178199/ e
2260 % http://lwn.net/Articles/179492/
2261 % e http://en.wikipedia.org/wiki/Splice_(system_call)
2262 % e http://kerneltrap.org/node/6505
2267 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
2268 \label{sec:file_fadvise}
2270 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
2271 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
2272 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
2273 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
2274 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
2275 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
2277 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
2278 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
2279 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
2280 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
2281 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
2282 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
2283 il loro accesso ai dati dei file.
2286 % TODO documentare \func{madvise}
2287 % TODO documentare \func{mincore}
2288 % TODO documentare \func{posix\_fadvise}
2289 % vedi http://insights.oetiker.ch/linux/fadvise.html
2290 % questo tread? http://www.ussg.iu.edu/hypermail/linux/kernel/0703.1/0032.html
2291 % TODO documentare \func{fallocate}, introdotta con il 2.6.23
2292 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
2295 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
2296 %\label{sec:file_io_port}
2298 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
2299 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
2302 \subsection{File mappati in memoria}
2303 \label{sec:file_memory_map}
2305 \itindbeg{memory~mapping}
2306 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
2307 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
2308 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
2309 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
2310 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
2311 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
2315 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
2316 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
2317 mappatura in memoria di un file.}
2318 \label{fig:file_mmap_layout}
2321 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
2322 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
2323 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
2324 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
2325 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
2326 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
2327 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
2328 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
2329 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
2330 \textsl{memoria mappata su file}.
2332 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
2333 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
2334 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
2335 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
2336 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
2337 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
2340 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
2341 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
2342 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
2343 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
2344 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
2345 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
2348 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
2349 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
2350 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
2351 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
2352 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
2354 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
2355 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
2356 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
2361 \headdecl{sys/mman.h}
2363 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
2366 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
2368 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
2369 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
2370 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2372 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
2373 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
2374 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
2375 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
2376 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
2377 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
2378 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
2379 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
2380 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
2381 dimensione delle pagine).
2382 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
2383 \param{fd} è aperto in scrittura.
2384 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
2385 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
2386 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2387 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
2388 numero di mappature possibili.
2389 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
2391 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
2392 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
2393 l'opzione \texttt{noexec}.
2394 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
2395 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2400 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
2401 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
2402 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
2403 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
2409 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2411 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2414 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
2415 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
2416 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
2417 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
2420 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
2421 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
2422 \label{tab:file_mmap_prot}
2426 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
2427 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
2428 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
2429 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page
2430 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
2431 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
2432 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
2433 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
2434 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
2435 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
2436 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
2438 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
2439 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
2440 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
2441 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
2442 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
2443 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
2448 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
2450 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2453 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
2454 da \param{start}, se questo non può essere usato
2455 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
2456 valore di \param{start} deve essere allineato
2457 alle dimensioni di una pagina.\\
2458 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
2459 riportati sul file e saranno immediatamente
2460 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
2461 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
2462 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
2463 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
2464 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
2465 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
2466 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
2467 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
2468 privata cui solo il processo chiamante ha
2469 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
2470 il meccanismo del \textit{copy on
2471 write} \itindex{copy~on~write} e
2472 salvate su swap in caso di necessità. Non è
2473 specificato se i cambiamenti sul file originale
2474 vengano riportati sulla regione
2475 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
2476 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
2477 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
2478 (veniva usato per segnalare che tentativi di
2479 scrittura sul file dovevano fallire con
2480 \errcode{ETXTBSY}).\\
2481 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
2482 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
2483 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
2484 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
2486 modifiche fatte alla regione mappata, in
2487 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
2488 memoria disponibile, si ha l'emissione di
2489 un \const{SIGSEGV}.\\
2490 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
2492 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
2493 che la mappatura deve essere effettuata con gli
2494 indirizzi crescenti verso il basso.\\
2495 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
2496 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
2497 ignorati.\footnotemark\\
2498 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
2499 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
2500 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
2501 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
2502 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
2503 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
2504 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
2505 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
2506 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
2507 necessarie alla mappatura.\\
2508 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
2509 non causa I/O.\footnotemark\\
2510 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
2511 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
2515 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
2516 \label{tab:file_mmap_flag}
2520 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
2521 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
2522 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
2523 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
2524 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
2525 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
2526 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
2529 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
2530 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
2531 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
2532 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
2533 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
2534 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
2535 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
2536 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
2538 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
2541 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
2542 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
2543 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
2544 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
2546 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
2547 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
2548 parleremo più avanti.}
2550 \begin{figure}[!htb]
2552 \includegraphics[width=13cm]{img/mmap_boundary}
2553 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
2554 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
2555 \label{fig:file_mmap_boundary}
2559 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
2560 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
2561 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
2562 bordo della pagina successiva.
2564 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
2565 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
2566 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
2567 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
2568 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
2571 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
2572 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
2573 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
2574 quella della mappatura in memoria.
2576 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
2577 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
2578 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
2579 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
2580 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
2582 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
2583 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
2584 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
2585 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
2586 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
2587 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
2588 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
2589 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
2590 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
2591 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
2595 \includegraphics[width=13cm]{img/mmap_exceed}
2596 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
2597 alla lunghezza richiesta.}
2598 \label{fig:file_mmap_exceed}
2601 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
2602 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
2603 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
2604 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
2605 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
2606 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
2607 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
2608 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
2611 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
2612 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
2613 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
2614 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
2615 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
2616 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
2617 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
2618 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
2619 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
2621 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
2622 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
2623 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
2624 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
2625 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
2626 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
2627 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
2629 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
2630 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
2631 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
2632 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
2633 del contenuto della memoria su cui è mappato.
2635 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
2636 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
2637 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
2638 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
2639 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
2640 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
2643 \headdecl{sys/mman.h}
2645 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
2647 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
2649 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2650 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2652 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
2653 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
2655 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
2656 precedentemente mappata.
2661 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
2662 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
2663 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
2664 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
2665 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
2666 del file aggiornato.
2671 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2673 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2676 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
2677 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
2678 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
2682 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
2683 \label{tab:file_mmap_rsync}
2686 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
2687 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
2688 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
2689 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
2690 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
2691 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
2692 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
2693 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
2694 aggiornate ai nuovi valori.
2696 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
2697 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
2700 \headdecl{sys/mman.h}
2702 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
2704 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
2706 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2707 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2709 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
2710 precedentemente mappata.
2715 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
2716 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
2717 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
2718 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
2719 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
2720 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
2721 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
2722 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
2723 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
2725 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
2726 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
2727 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
2728 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
2729 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
2731 % \headdecl{unistd.h}
2732 \headdecl{sys/mman.h}
2734 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
2736 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
2739 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2740 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2742 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
2743 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
2744 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
2745 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
2746 ha solo accesso in lettura.
2747 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
2748 % necessarie all'interno del kernel.
2749 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
2752 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
2757 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
2758 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
2759 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
2760 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
2761 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
2762 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
2764 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
2765 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
2766 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
2767 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
2770 \headdecl{sys/mman.h}
2772 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
2773 new\_size, unsigned long flags)}
2775 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
2777 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
2778 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
2779 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
2782 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
2784 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
2785 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
2786 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
2787 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
2788 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
2789 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
2790 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
2796 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
2797 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
2798 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
2799 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
2800 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
2801 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
2802 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
2803 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
2804 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
2805 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
2806 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
2807 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
2809 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
2810 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
2811 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
2812 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
2813 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
2814 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
2815 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
2817 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
2818 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
2819 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
2820 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
2821 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
2822 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
2824 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
2825 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
2826 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
2827 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
2828 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
2829 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
2830 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
2831 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
2832 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
2833 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
2834 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
2836 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
2837 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
2838 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
2839 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
2840 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
2841 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
2842 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
2843 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
2844 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
2845 \textit{memory mapping}.
2847 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
2848 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
2849 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
2850 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
2851 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
2852 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
2853 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
2854 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
2856 \headdecl{sys/mman.h}
2858 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
2859 ssize\_t pgoff, int flags)}
2861 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
2863 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
2864 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2866 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
2867 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2868 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2873 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2874 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2875 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2876 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2877 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2878 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2881 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2882 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2883 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2884 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2885 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2886 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2887 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2888 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2890 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2891 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2892 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2893 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2894 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2895 \textit{memory mapping}.
2897 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2898 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2899 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2900 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2901 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2902 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2903 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2904 interessate dal \textit{memory mapping}.
2906 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2907 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2908 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2909 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2910 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2911 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2912 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2913 \const{MAP\_POPULATE}.
2915 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2916 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2917 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2918 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2919 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2920 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2921 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2923 \itindend{memory~mapping}
2928 \section{Il file locking}
2929 \label{sec:file_locking}
2931 \index{file!locking|(}
2933 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
2934 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
2935 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
2936 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
2937 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
2938 in cui essi opereranno.
2940 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
2941 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
2942 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
2943 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
2944 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
2947 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
2948 evitare le \textit{race condition} \itindex{race~condition}, attraverso una
2949 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
2950 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
2951 delle operazioni di scrittura.
2955 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
2956 \label{sec:file_record_locking}
2958 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
2959 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
2960 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
2961 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
2962 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
2963 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
2964 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
2965 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
2966 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
2967 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
2968 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
2969 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
2970 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
2971 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
2972 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
2973 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
2974 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
2975 utilizzando le relative funzioni.
2977 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
2978 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
2979 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
2980 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
2981 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
2982 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
2983 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
2984 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
2985 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
2986 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
2987 proteggere il loro accesso in lettura.
2989 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
2990 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
2991 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
2992 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
2993 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
2994 proteggere il suo accesso in scrittura.
2999 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
3001 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
3003 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
3006 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
3007 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
3010 \caption{Tipologie di file locking.}
3011 \label{tab:file_file_lock}
3014 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
3015 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
3016 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
3017 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
3018 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
3019 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
3021 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
3022 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
3023 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
3024 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
3025 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
3026 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
3027 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
3028 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
3029 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
3030 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
3031 menzionate, nel successo della richiesta.
3033 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
3034 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
3035 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
3036 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
3037 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
3041 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
3042 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
3043 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
3046 \subsection{La funzione \func{flock}}
3047 \label{sec:file_flock}
3049 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
3050 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
3051 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
3052 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
3054 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3056 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3057 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3059 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
3060 specificato \const{LOCK\_NB}.
3065 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
3066 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
3067 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
3068 essere passato utilizzando le costanti riportate in
3069 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
3074 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3076 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3079 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
3080 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
3081 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
3082 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
3083 richiesta di un \textit{file lock}.\\
3086 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
3087 \label{tab:file_flock_operation}
3090 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
3091 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
3092 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
3093 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
3094 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
3095 usare \const{LOCK\_UN}.
3097 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
3098 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
3099 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
3100 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
3101 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
3103 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
3104 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
3105 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
3106 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
3107 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
3108 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
3109 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
3110 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
3111 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
3112 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
3113 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
3114 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
3115 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
3116 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
3117 diversi che aprono lo stesso file.
3121 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
3122 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
3123 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
3124 \label{fig:file_flock_struct}
3127 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
3128 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
3129 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
3130 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
3131 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
3132 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
3133 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
3134 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
3135 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
3136 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
3137 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
3140 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
3141 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
3142 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
3143 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
3144 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
3145 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
3146 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
3147 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
3148 \func{dup} e \func{fork}.
3150 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
3151 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
3152 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
3153 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
3154 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
3155 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
3156 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
3157 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
3158 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
3159 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
3160 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
3162 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
3163 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
3164 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
3165 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
3166 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
3167 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
3168 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
3169 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
3170 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
3171 descriptor, il lock non viene rilasciato.
3173 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
3174 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
3175 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
3176 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
3177 server supportino questa funzionalità.
3180 \subsection{Il file locking POSIX}
3181 \label{sec:file_posix_lock}
3183 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
3184 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
3185 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
3186 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
3187 essa viene usata solo secondo il prototipo:
3188 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
3190 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3192 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3193 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3195 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
3196 \textit{file lock} da parte di altri processi.
3197 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
3198 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
3199 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
3200 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
3201 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
3202 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
3203 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
3204 riconosca sempre questa situazione.
3205 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
3206 di poter acquisire un lock.
3208 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
3212 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
3213 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
3214 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
3215 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
3216 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
3217 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
3218 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
3219 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
3220 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
3223 \begin{figure}[!bht]
3224 \footnotesize \centering
3225 \begin{minipage}[c]{15cm}
3226 \includestruct{listati/flock.h}
3229 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
3231 \label{fig:struct_flock}
3235 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
3236 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
3237 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
3238 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
3239 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
3240 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
3241 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
3242 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
3244 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
3245 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
3246 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
3247 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
3248 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
3249 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
3250 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
3255 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3257 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3260 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
3261 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
3262 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
3265 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
3266 \label{tab:file_flock_type}
3269 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
3270 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
3271 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
3272 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
3273 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
3274 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
3275 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
3277 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
3278 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
3279 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
3280 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
3281 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3282 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
3283 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
3284 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
3285 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
3286 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
3287 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
3288 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
3289 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
3290 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
3291 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
3293 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
3294 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
3295 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
3296 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
3297 con un errore di \errcode{EINTR}.
3300 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
3301 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
3302 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
3303 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
3304 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
3305 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
3306 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
3307 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
3308 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
3309 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
3311 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
3312 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
3313 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
3314 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
3315 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
3316 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
3317 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
3318 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
3319 stato effettivamente acquisito.
3322 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
3323 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
3324 \label{fig:file_flock_dead}
3327 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
3328 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
3329 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
3330 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
3331 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
3332 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
3333 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
3334 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
3335 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
3336 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
3337 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
3338 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
3339 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
3343 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
3344 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
3345 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
3346 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
3347 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
3348 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
3349 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
3350 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
3351 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
3352 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
3353 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
3354 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
3355 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
3356 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
3357 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
3358 \acr{pid} del processo.
3360 \begin{figure}[!bht]
3361 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
3362 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
3363 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
3364 \label{fig:file_posix_lock}
3367 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
3368 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
3369 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
3370 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
3371 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
3372 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
3373 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
3374 ed aggiunto alla lista.
3376 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
3377 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
3378 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
3379 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
3380 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
3381 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
3382 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
3383 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
3384 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
3386 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
3387 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
3388 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
3389 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
3390 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
3391 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
3392 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
3393 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
3394 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
3396 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
3397 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
3398 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
3399 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
3400 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
3401 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
3402 avranno sempre successo.
3404 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
3405 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
3406 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
3407 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
3408 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
3409 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
3410 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
3411 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
3412 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
3413 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
3414 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
3415 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
3416 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
3417 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
3418 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
3419 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
3420 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
3421 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
3423 \begin{figure}[!htb]
3424 \footnotesize \centering
3425 \begin{minipage}[c]{15cm}
3426 \includecodesample{listati/Flock.c}
3429 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
3430 \label{fig:file_flock_code}
3433 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
3434 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
3435 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
3436 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
3437 allegato nella directory dei sorgenti).
3439 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
3440 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
3441 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
3442 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
3443 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
3444 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
3445 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
3446 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
3447 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
3448 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
3449 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
3450 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
3452 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
3453 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
3454 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
3455 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
3456 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
3457 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
3458 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
3459 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
3462 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
3463 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
3464 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
3465 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
3466 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
3467 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
3468 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
3469 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
3470 esegue (\texttt{\small 41}).
3472 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
3473 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
3474 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
3475 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
3476 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
3477 lock vengono rilasciati.
3479 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
3480 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
3481 all'interno di un terminale il seguente comando:
3484 \begin{minipage}[c]{12cm}
3486 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
3489 \end{minipage}\vspace{1mm}
3491 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
3492 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
3493 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
3494 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
3495 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
3496 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
3499 \begin{minipage}[c]{12cm}
3501 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
3502 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3504 \end{minipage}\vspace{1mm}
3506 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
3507 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
3508 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
3509 file con il comando:
3512 \begin{minipage}[c]{12cm}
3514 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
3515 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3517 \end{minipage}\vspace{1mm}
3519 se invece blocchiamo una regione con:
3522 \begin{minipage}[c]{12cm}
3524 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
3527 \end{minipage}\vspace{1mm}
3529 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
3530 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
3531 sovrappongono avremo che:
3534 \begin{minipage}[c]{12cm}
3536 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
3537 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3539 \end{minipage}\vspace{1mm}
3541 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
3545 \begin{minipage}[c]{12cm}
3547 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
3550 \end{minipage}\vspace{1mm}
3552 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
3553 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
3556 \begin{minipage}[c]{12cm}
3558 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
3559 Failed lock: Resource temporarily unavailable
3561 \end{minipage}\vspace{1mm}
3563 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
3565 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
3566 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
3567 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
3571 \begin{minipage}[c]{12cm}
3573 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
3575 \end{minipage}\vspace{1mm}
3577 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
3578 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
3582 \begin{minipage}[c]{12cm}
3584 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
3586 \end{minipage}\vspace{1mm}
3588 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
3589 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
3590 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
3591 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
3594 \begin{minipage}[c]{12cm}
3596 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
3599 \end{minipage}\vspace{3mm}
3602 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
3603 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
3604 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
3605 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
3608 \begin{minipage}[c]{12cm}
3610 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
3613 \end{minipage}\vspace{1mm}
3615 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
3616 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
3617 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
3618 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
3622 \subsection{La funzione \func{lockf}}
3623 \label{sec:file_lockf}
3625 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
3626 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
3627 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
3628 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
3629 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
3630 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
3632 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3634 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3635 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3637 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
3638 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
3639 file è mappato in memoria.
3640 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
3641 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
3643 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
3647 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
3648 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
3649 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
3654 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
3656 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3659 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
3660 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
3661 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
3662 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file.\\
3663 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
3664 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
3665 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
3666 con un OR aritmetico dei valori.\\
3669 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
3670 \label{tab:file_lockf_type}
3673 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
3674 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
3675 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
3676 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
3677 affatto equivalente a \func{flock}).
3681 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
3682 \label{sec:file_mand_locking}
3684 \itindbeg{mandatory~locking|(}
3686 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
3687 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
3688 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
3689 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
3690 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
3691 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
3693 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
3694 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
3695 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
3696 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
3697 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
3698 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
3699 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
3700 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
3701 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
3702 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
3703 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
3704 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
3705 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
3706 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
3709 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
3710 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
3711 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
3712 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
3713 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
3714 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
3715 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
3716 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
3717 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
3718 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
3719 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
3720 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
3723 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
3724 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
3725 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
3726 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
3728 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
3729 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
3730 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
3731 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
3732 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
3735 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
3736 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
3737 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
3738 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
3740 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
3741 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
3742 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
3743 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
3746 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
3747 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
3748 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
3749 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
3750 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
3751 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
3752 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
3753 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
3754 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
3756 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
3757 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
3758 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
3759 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
3760 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
3761 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
3762 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
3763 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
3764 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
3765 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
3766 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
3767 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
3768 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
3769 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
3770 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
3771 possibilità di modificare il file.
3773 \index{file!locking|)}
3775 \itindend{mandatory~locking|(}
3778 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
3779 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
3780 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
3781 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
3782 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
3783 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
3784 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
3785 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
3786 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
3787 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
3788 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
3789 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
3790 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
3791 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
3792 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
3793 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
3794 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
3795 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
3796 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
3797 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
3798 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
3799 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
3800 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
3801 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
3802 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
3803 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
3804 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
3805 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
3806 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
3807 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
3808 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
3809 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
3810 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
3811 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
3812 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
3813 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
3814 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
3815 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
3816 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
3817 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
3818 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
3819 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
3820 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
3821 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread
3824 %%% Local Variables:
3826 %%% TeX-master: "gapil"