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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \textit{append mode}, quando più processi scrivono
33 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
34 in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \textit{race condition}; in generale le
37 situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo che scrive e
38 altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere informazioni scritte
39 solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui diversi processi
40 scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output sul file.
42 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
43 evitare le \textit{race condition}, attraverso una serie di funzioni che
44 permettono di bloccare l'accesso al file da parte di altri processi, così da
45 evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle operazioni di
49 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
50 \label{sec:file_record_locking}
52 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
53 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
54 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
55 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale della
56 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
57 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
58 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
59 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
60 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
61 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
62 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
63 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
64 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
66 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
67 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
68 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
69 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
70 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
72 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
73 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
74 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
75 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
76 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
77 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
78 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
79 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
80 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
81 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
82 proteggere il loro accesso in lettura.
84 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
85 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
86 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
87 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
88 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
89 proteggere il suo accesso in scrittura.
91 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
92 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
93 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
94 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
95 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
96 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
97 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
100 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
101 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
102 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
103 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
104 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
105 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
106 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
108 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
109 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
110 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
111 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
112 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
118 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
120 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
122 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
125 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
126 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
129 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
130 \label{tab:file_file_lock}
133 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
134 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
135 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
136 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
137 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
138 un \textit{write lock}).
141 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
142 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
143 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
146 \subsection{La funzione \func{flock}}
147 \label{sec:file_flock}
149 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
150 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
151 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
156 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
157 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
160 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
161 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
163 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
164 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
165 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
166 per \param{operation}.
167 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
169 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
170 specificato \const{LOCK\_NB}.
172 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
176 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
177 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
178 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
179 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
180 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
185 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
187 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
190 \constd{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
191 \constd{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
192 \constd{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
193 \constd{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
194 richiesta di un \textit{file lock}.\\
197 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
198 \label{tab:file_flock_operation}
201 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
202 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
203 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
204 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
205 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
206 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
207 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
209 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
210 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
211 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
212 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
213 facendo fallire la riacquisizione.
215 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
216 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
217 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
218 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
219 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
222 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
223 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
224 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
225 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
226 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
227 per entrambe le interfacce.
229 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
230 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
231 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
232 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
233 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
234 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \textit{inode}, dato
235 che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
236 diversi che aprono lo stesso file.
238 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
239 \textit{file lock} sono mantenuti in una \textit{linked list} di strutture
240 \kstructd{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
241 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \kstruct{inode} (per le
242 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{include/linux/fs.h} nei
243 sorgenti del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si
244 tratta di un lock in semantica BSD (\constd{FL\_FLOCK}) o POSIX
245 (\constd{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease} (\constd{FL\_LEASE}, vedi
246 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
250 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
251 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
252 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
253 \label{fig:file_flock_struct}
256 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
257 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
258 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
259 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
260 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
261 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
262 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
263 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
264 lock} un puntatore alla voce nella \textit{file table} da cui si è richiesto
265 il blocco, che così ne identifica il titolare. Il puntatore è mantenuto nel
266 campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i
267 \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
269 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
270 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
271 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \textit{file table}
272 corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se ricordiamo quanto
273 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè
274 che i file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio
275 puntano sempre alla stessa voce nella \textit{file table}, si può capire
276 immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
277 \func{dup} e \func{fork}.
279 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
280 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \textit{file
281 table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
282 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
283 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
284 \textit{file table}, come accade tutte le volte che si apre più volte lo
285 stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo figlio. Inoltre una
286 volta tolto un \textit{file lock} su un file, la rimozione avrà effetto su
287 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella \textit{file
288 table}, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
289 \func{fork}, anche per processi diversi.
291 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
292 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
293 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
294 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
295 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
296 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \textit{file table};
297 e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento
298 alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o
299 processi figli che mantengono ancora aperto un file descriptor, il
300 \textit{file lock} non viene rilasciato.
303 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
304 \label{sec:file_posix_lock}
306 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
307 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
308 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
309 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
310 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
315 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
316 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
319 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
320 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
322 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
323 \textit{file lock} da parte di altri processi.
324 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
325 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
326 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
327 un \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema riconosca sempre
329 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
330 di poter acquisire un \textit{file lock}.
331 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
332 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
333 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
335 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
338 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
339 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
340 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
341 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
342 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
343 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
344 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
345 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
346 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
347 con un'altra regione bloccata.
350 \footnotesize \centering
351 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
352 \includestruct{listati/flock.h}
355 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
356 \textit{file locking}.}
357 \label{fig:struct_flock}
360 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
361 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
362 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
363 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
364 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
365 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
366 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
367 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
369 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
370 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
371 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
372 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
373 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
374 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
375 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
377 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
378 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
379 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
380 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
381 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
382 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
383 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
384 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
386 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
387 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
388 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
389 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
390 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
391 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
392 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
398 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
400 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
403 \constd{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
404 \constd{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
405 \constd{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
408 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
409 \label{tab:file_flock_type}
412 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
413 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
414 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
415 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
417 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
418 \item[\constd{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
419 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
420 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
421 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
422 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
423 \item[\constd{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
424 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
425 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
426 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
427 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
428 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
429 \item[\constd{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
430 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
431 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
432 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
433 con un errore di \errcode{EINTR}.
436 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
437 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
438 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
439 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
440 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
441 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
442 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
443 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
444 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
445 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
446 per indicare quale è la regione bloccata.
448 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
449 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
450 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
451 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
452 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
453 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
454 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
455 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
456 stato effettivamente acquisito.
459 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
460 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}.}
461 \label{fig:file_flock_dead}
464 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
465 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
466 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
467 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
468 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
469 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
470 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
471 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
472 porta ad un \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche il processo 2 si
473 bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo. Per questo motivo
474 il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo, ed impedirle
475 restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che cerca di
476 acquisire un blocco che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
478 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
479 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
480 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
481 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
482 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
483 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
484 evidenziati solo i campi di \kstructd{file\_lock} significativi per la
485 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
486 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
487 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
488 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
489 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
490 sempre associato all'\textit{inode}, solo che in questo caso la titolarità non
491 viene identificata con il riferimento ad una voce nella \textit{file table},
492 ma con il valore del \ids{PID} del processo.
495 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
496 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
497 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
498 \label{fig:file_posix_lock}
501 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
502 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \textit{linked
503 list} delle strutture \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente
504 quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due
505 interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione richiesta
506 non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in base al
507 tipo di blocco, in caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed
510 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
511 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
512 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
513 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
514 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
515 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
516 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
517 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
518 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
520 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
521 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
522 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
523 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
524 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
525 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
526 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
527 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
528 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
530 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
531 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
532 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
533 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
534 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
535 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
536 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
537 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
538 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
539 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
540 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
541 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
542 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
544 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
545 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
546 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
547 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
548 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
549 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
550 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
551 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
553 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
554 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
555 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
556 lock} per far sì che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
557 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
559 \begin{figure}[!htbp]
560 \footnotesize \centering
561 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
562 \includecodesample{listati/Flock.c}
565 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
566 \label{fig:file_flock_code}
569 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
570 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
571 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
572 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
573 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
575 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
576 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
577 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
578 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
579 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
580 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
581 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
582 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
583 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
584 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
585 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
586 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
589 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
590 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
591 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
592 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
593 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
594 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
595 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
596 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
599 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
600 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
601 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
602 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
603 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
604 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
605 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
606 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
607 si esegue (\texttt{\small 41}).
609 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
610 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
611 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
612 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
613 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
614 tutti i blocchi vengono rilasciati.
616 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
617 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
618 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
621 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
625 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
626 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
627 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
628 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
629 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
630 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
633 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
634 Failed lock: Resource temporarily unavailable
637 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
638 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
639 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
640 del file con il comando:
643 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
644 Failed lock: Resource temporarily unavailable
647 se invece blocchiamo una regione con:
650 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
654 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
655 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
656 regioni si sovrappongono avremo che:
659 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
660 Failed lock: Resource temporarily unavailable
663 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
667 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
671 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
672 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
675 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
676 Failed lock: Resource temporarily unavailable
679 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
681 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
682 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
683 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
687 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
690 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
691 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
692 essere acquisito otterremo:
695 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
698 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
699 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
700 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
701 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
704 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
709 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
710 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
711 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
712 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
716 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
720 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
721 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
722 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
723 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
725 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
726 % \label{sec:file_lockf}
728 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
729 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
730 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
731 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
732 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
733 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
734 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
735 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
736 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
741 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
742 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
745 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
746 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
748 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
749 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
751 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
752 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
753 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
755 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
756 che hanno con \func{fcntl}.
760 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
761 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
762 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
763 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
764 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
765 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
766 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
767 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
768 ad un valore infinito positivo).
772 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
773 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
774 \label{fig:file_lockf_boundary}
777 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
778 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
779 consentiti sono i seguenti:
781 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
782 \item[\constd{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
783 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
784 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
785 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
786 \item[\constd{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
787 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
788 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
789 \item[\constd{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
790 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
791 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
792 \item[\constd{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
793 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
794 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
795 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
796 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
799 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
800 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
801 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
802 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
803 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
804 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
805 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
808 \subsection{Gli \textit{open file descriptor locks}}
809 \label{sec:open_file_descriptor_locks}
811 Come illustrato in dettaglio nella precedente sez.~\ref{sec:file_posix_lock},
812 la chiusura di un file su cui sono presenti dei \textit{file lock} comporta
813 l'immediato rilascio degli stessi, anche se questi sono stati acquisiti da un
818 % TODO trattare i POSIX file-private lock introdotti con il 3.15,
819 % vedi http://lwn.net/Articles/586904/ correlato:
820 % http://www.samba.org/samba/news/articles/low_point/tale_two_stds_os2.html
822 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
823 \label{sec:file_mand_locking}
825 \itindbeg{mandatory~locking}
827 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
828 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
829 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
830 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
831 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
832 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
834 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
835 utilizzo particolare del bit \acr{sgid} dei permessi dei file. Se si ricorda
836 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
837 utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene eseguito un
838 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
839 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
840 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
841 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
842 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
843 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
844 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
845 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
846 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
847 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
850 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
851 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
852 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
853 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
854 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto
855 che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
856 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
857 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un blocco. Per
858 questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory locking} è di norma
859 disabilitata, e deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di
860 montaggio, specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
861 sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione \code{-o mand} per il
864 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
865 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
866 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
867 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
870 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
871 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
872 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
873 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
874 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
875 direttamente il \textit{file locking}.
877 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
878 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
879 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
880 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
883 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
884 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
885 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
886 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
887 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
889 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
890 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
891 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
892 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
893 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
894 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
895 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
896 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
897 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
899 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
900 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
901 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
902 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
903 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
904 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
905 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
906 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
907 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
908 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
909 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
910 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
911 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
912 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
913 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
914 possibilità di modificare il file.
916 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
917 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
918 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
919 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
920 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
921 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
922 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
923 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
926 % TODO il supporto è stato reso opzionale nel 4.5, verrà eliminato nel futuro
927 % (vedi http://lwn.net/Articles/667210/)
928 % è stato eliminato nel 5.15
930 \itindend{file~locking}
932 \itindend{mandatory~locking}
935 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
936 \label{sec:file_multiplexing}
939 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
940 su molti file usando le funzioni illustrate in
941 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
942 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
943 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
944 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
945 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
949 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
950 \label{sec:file_noblocking}
952 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
953 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call}, che in certi casi le
954 funzioni di I/O eseguite su un file descriptor possono bloccarsi
955 indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i quali le
956 funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può avvenire per
957 alcuni file di dispositivo, come ad esempio una seriale o un terminale, o con
958 l'uso di file descriptor collegati a meccanismi di intercomunicazione come le
959 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi
960 sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In casi come questi ad esempio una operazione
961 di lettura potrebbe bloccarsi se non ci sono dati disponibili sul descrittore
962 su cui la si sta effettuando.
964 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
965 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
966 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
967 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
968 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
969 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
970 in ingresso prevenienti da vari client.
972 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
973 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
974 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
975 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
976 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
977 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
978 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
979 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
984 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
985 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
986 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
987 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
988 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
989 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
990 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
991 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
992 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}, è
993 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
994 eseguire in continuazione delle \textit{system call} che nella gran parte dei
999 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
1000 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
1001 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
1002 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
1003 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
1004 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
1005 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
1008 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
1009 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
1010 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
1011 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
1012 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
1013 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
1016 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
1017 \label{sec:file_select}
1019 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1020 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1021 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1022 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1023 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1024 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1025 la \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1026 \acr{libc4} e \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1027 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1030 \fhead{sys/select.h}
1031 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1033 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1034 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1037 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1038 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1040 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1041 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1042 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1043 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1044 o un valore non valido per \param{timeout}.
1046 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1049 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1050 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1051 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1052 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1055 \itindbeg{file~descriptor~set}
1057 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1058 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1059 \typed{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1060 maniera analoga a come un \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset})
1061 identifica un insieme di segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file
1062 descriptor set} si possono usare delle opportune macro di preprocessore:
1067 \fhead{sys/select.h}
1068 \fdecl{void \macrod{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1069 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1070 \fdecl{void \macrod{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1071 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1072 \fdecl{void \macrod{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1073 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1074 \fdecl{int \macrod{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1075 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1080 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1081 \macrod{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1082 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1083 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1084 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1085 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1086 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1087 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1089 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1090 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1091 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1092 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1093 eccede \macro{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1095 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1096 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1097 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1098 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1099 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1100 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1101 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1102 dati urgenti su un socket, (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1104 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1105 \macro{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente, la funzione richiede di
1106 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1107 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1108 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1109 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1110 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno. Si ricordi infatti che
1111 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1112 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo,
1113 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore comune.
1115 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con il puntatore ad una struttura
1116 di tipo \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un
1117 tempo massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a
1118 \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un
1119 tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a
1120 zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file
1121 descriptor, e così può essere utilizzata eseguire il \textit{polling} su un
1122 gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con tutti i \textit{file
1123 descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile anche su sistemi in
1124 cui non sono disponibili le funzioni avanzate di sez.~\ref{sec:sig_timer_adv},
1125 per tenere un processo in stato di \textit{sleep} con precisioni inferiori al
1128 In caso di successo la funzione restituisce il numero di file descriptor
1129 pronti, seguendo il comportamento previsto dallo standard
1130 POSIX.1-2001,\footnote{si tenga però presente che esistono alcune versioni di
1131 Unix che non si comportano in questo modo, restituendo un valore positivo
1132 generico.} e ciascun insieme viene sovrascritto per indicare quali sono i
1133 file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo da poterli
1134 controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece scade il tempo indicato
1135 da \param{timout} viene restituito un valore nullo e i \textit{file descriptor
1136 set} non vengono modificati. In caso di errore la funzione restituisce $-1$, i
1137 valori dei tre insiemi e di \param{timeout} sono indefiniti e non si può fare
1138 nessun affidamento sul loro contenuto; nelle versioni più recenti della
1139 funzione invece i \textit{file descriptor set} non vengono modificati anche in
1142 Si tenga presente infine che su Linux, in caso di programmazione
1143 \textit{multi-thread} se un file descriptor viene chiuso in un altro
1144 \textit{thread} rispetto a quello in cui si sta usando \func{select}, questa
1145 non subisce nessun effetto. In altre varianti di sistemi unix-like invece
1146 \func{select} ritorna indicando che il file descriptor è pronto, con
1147 conseguente possibile errore nel caso lo si usi senza che sia stato
1148 riaperto. Lo standard non prevede niente al riguardo e non si deve dare per
1149 assunto nessuno dei due comportamenti se si vogliono scrivere programmi
1152 \itindend{file~descriptor~set}
1154 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1155 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1156 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1157 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1158 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1159 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1160 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1161 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1162 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1163 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1164 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1166 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1167 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1168 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1169 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1170 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1171 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1172 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1173 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1174 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1175 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1176 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1177 comportamento e per questo motivo la \acr{glibc} nasconde il comportamento
1178 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1180 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1181 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1182 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1183 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1184 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1185 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1186 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1188 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1189 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1190 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1191 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1192 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1193 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1195 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1196 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1197 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1198 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1199 vengano dichiarate nell'header \headfiled{sys/select.h}, che sostituisce i
1200 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1201 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1202 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalla
1203 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1204 la \acr{glibc} 2.0 contiene una definizione sbagliata di \func{psignal},
1205 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1206 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1207 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1208 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1211 \fhead{sys/select.h}
1212 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1213 fd\_set *exceptfds, \\
1214 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1215 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1218 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1219 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1220 assumerà uno dei valori:
1222 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1224 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1225 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1226 o un valore non valido per \param{timeout}.
1228 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1232 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1233 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1234 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1235 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1236 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalla
1237 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1238 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1239 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1241 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1242 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1243 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la maschera dei segnali corrente
1244 viene sostituita da quella così indicata immediatamente prima di eseguire
1245 l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno della funzione. L'uso
1246 di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1247 \textit{race condition} quando oltre alla presenza di dati sui file descriptor
1248 come nella \func{select} ordinaria, ci si deve porre in attesa anche
1249 dell'arrivo di un segnale.
1251 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1252 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1253 impostare una variabile globale e controllare questa nel corpo principale del
1254 programma; abbiamo visto in quell'occasione come questo lasci spazio a
1255 possibili \textit{race condition}, per cui diventa essenziale utilizzare
1256 \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire
1257 il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde
1258 evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe
1261 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1262 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1263 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1264 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1265 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1266 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1267 qui però emerge una \textit{race condition}, perché se il segnale arriva prima
1268 della chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione
1269 del segnale non sarà rilevata.
1271 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1272 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1273 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1274 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1275 funzione era implementata nella \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1276 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \textit{race condition}
1277 permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una soluzione alternativa,
1278 chiamata \itindex{self-pipe~trick} \textit{self-pipe trick}, che consiste
1279 nell'aprire una \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare
1280 \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare l'arrivo di
1281 un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del gestore dello
1282 stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima della chiamata di
1283 \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla presenza di dati sulla
1284 \textit{pipe}.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così che il
1285 precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1286 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1287 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1288 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1289 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1292 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1293 \label{sec:file_poll}
1295 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1296 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta una
1297 interfaccia completamente diversa, basata sulla funzione di sistema
1298 \funcd{poll},\footnote{la funzione è prevista dallo standard XPG4, ed è stata
1299 introdotta in Linux come \textit{system call} a partire dal kernel 2.1.23 ed
1300 inserita nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds}
1301 era di tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1302 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \typed{nfds\_t}.} il
1307 \fdecl{int poll(struct pollfd *ufds, nfds\_t nfds, int timeout)}
1308 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1312 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1313 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1315 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1317 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1318 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1319 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1321 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.}
1324 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1325 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1326 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1327 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1328 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1329 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1330 immediato, e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1331 \textsl{non-bloccante}.
1333 \begin{figure}[!htb]
1334 \footnotesize \centering
1335 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1336 \includestruct{listati/pollfd.h}
1339 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1340 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1341 \label{fig:file_pollfd}
1344 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1345 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1346 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1347 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1348 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1349 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1350 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1353 Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà
1354 ignorata da \func{poll} ed il campo \var{revents} verrà azzerato, questo
1355 consente di eliminare temporaneamente un file descriptor dalla lista senza
1356 dover modificare il vettore \param{ufds}. Dato che i dati in ingresso sono del
1357 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1358 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1359 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1361 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1362 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportate in
1363 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1364 suddivise in tre gruppi principali, nel primo gruppo si sono indicati i bit
1365 utilizzati per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per
1366 l'attività in uscita, infine il terzo gruppo contiene dei valori che vengono
1367 utilizzati solo nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di
1373 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1375 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1378 \constd{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1379 \constd{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1380 \constd{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1381 \constd{POLLPRI} & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
1383 \constd{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1384 \constd{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1385 \constd{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1387 \constd{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1388 \constd{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1389 \constd{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1390 socket.\footnotemark\\
1391 \constd{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1393 \constd{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1396 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1397 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1398 \label{tab:file_pollfd_flags}
1401 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1402 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1403 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1404 socket, situazione che si viene chiamata appunto \textit{half-close}
1405 (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori dettagli in
1406 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1408 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1409 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1410 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1411 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1412 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1413 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1414 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1415 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti dei socket (vedi
1416 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
1417 alle varie condizioni dei socket torneremo in sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll},
1418 dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1420 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1421 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1422 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1423 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1424 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1425 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1426 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1427 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1429 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1430 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1431 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1432 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1433 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1434 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1435 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1436 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1437 solito tramite \var{errno}.
1439 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1440 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1441 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1442 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \textit{file descriptor set}
1443 e la dimensione dei dati passati al kernel dipende solo dal numero dei file
1444 descriptor che si vogliono controllare, non dal loro valore. Infatti, anche se
1445 usando dei bit un \textit{file descriptor set} può essere più efficiente di un
1446 vettore di strutture \struct{pollfd}, qualora si debba osservare un solo file
1447 descriptor con un valore molto alto ci si troverà ad utilizzare inutilmente un
1448 maggiore quantitativo di memoria.
1450 Inoltre con \func{select} lo stesso \textit{file descriptor set} è usato sia
1451 in ingresso che in uscita, e questo significa che tutte le volte che si vuole
1452 ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo da capo. Questa operazione, che
1453 può essere molto onerosa se i file descriptor da tenere sotto osservazione
1454 sono molti, non è invece necessaria con \func{poll}.
1456 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1457 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1458 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1459 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1460 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1462 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1463 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1464 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1465 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1470 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1471 const struct timespec *timeout, \\
1472 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1474 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1477 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1478 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1479 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1481 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1483 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1484 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1485 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1487 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1491 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1492 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1493 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1494 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1495 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1496 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1497 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1499 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1500 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1501 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1502 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1503 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1504 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1505 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalla \acr{glibc} maschera
1506 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1507 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1509 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1510 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilità di
1511 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1512 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1514 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1515 \label{sec:file_epoll}
1519 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1520 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1521 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1522 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1523 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \textit{file descriptor set}.}
1524 in particolare nel caso in cui solo pochi di questi diventano attivi. Il
1525 problema in questo caso è che il tempo impiegato da \func{poll} a trasferire i
1526 dati da e verso il kernel è proporzionale al numero di file descriptor
1527 osservati, non a quelli che presentano attività.
1529 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1530 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1531 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1532 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1533 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1534 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1535 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1536 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1537 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1538 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1539 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1541 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1542 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1543 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1544 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1545 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1546 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1547 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1549 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1550 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1551 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1552 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1553 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1554 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1555 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1556 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1557 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1558 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1559 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1560 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1563 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1564 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1565 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1566 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1567 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1568 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1569 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1570 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1571 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1573 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1574 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1575 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1576 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1577 è stato aggiunto nella \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1578 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1579 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1580 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1582 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'uso di uno speciale file di
1583 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1584 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1585 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1586 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1587 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1588 i cui prototipi sono:
1592 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1593 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1595 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1597 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1598 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1601 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1602 positivo o non valido per \param{flags}.
1603 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1604 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1605 \sysctlfiled{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1606 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1608 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1614 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor, detto anche
1615 \textit{epoll descriptor}; si tratta di un file descriptor speciale (per cui
1616 \func{read} e \func{write} non sono supportate) che viene associato alla
1617 infrastruttura utilizzata dal kernel per gestire la notifica degli eventi, e
1618 che può a sua volta essere messo sotto osservazione con una chiamata a
1619 \func{select}, \func{poll} o \func{epoll\_ctl}; in tal caso risulterà pronto
1620 quando saranno disponibili eventi da notificare riguardo i file descriptor da
1621 lui osservati.\footnote{è anche possibile inviarlo ad un altro processo
1622 attraverso un socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}) ma
1623 l'operazione non ha alcun senso dato che il nuovo processo non avrà a
1624 disposizione le copie dei file descriptor messe sotto osservazione tramite
1625 esso.} Una volta che se ne sia terminato l'uso si potranno rilasciare tutte
1626 le risorse allocate chiudendolo semplicemente con \func{close}.
1628 Nel caso di \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare
1629 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1630 controllo, e costituiva solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di
1631 risorse sufficienti, non un valore massimo, ma a partire dal kernel 2.6.8 esso
1632 viene totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.
1634 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata introdotta
1635 come estensione della precedente (è disponibile solo a partire dal kernel
1636 2.6.27) per poter passare dei flag di controllo come maschera binaria in fase
1637 di creazione del file descriptor. Al momento l'unico valore legale per
1638 \param{flags} (a parte lo zero) è \constd{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1639 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1640 \textit{close-on-exec} (vedi sez.~\ref{sec:proc_exec} e
1641 sez.~\ref{sec:file_shared_access}) senza che sia necessaria una successiva
1642 chiamata a \func{fcntl}.
1644 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1645 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1646 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione di sistema
1647 dell'interfaccia, \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1651 \fdecl{int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1653 \fdesc{Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.}
1656 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1657 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1659 \item[\errcode{EBADF}] i file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1661 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1662 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1663 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1664 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1665 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1666 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1667 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1668 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1669 l'operazione richiesta.
1670 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1671 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1672 \sysctlfiled{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1673 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1679 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1680 \textit{epoll}, \param{epfd}, che indica quale istanza di \textit{epoll} usare
1681 e deve pertanto essere stato ottenuto in precedenza con una chiamata a
1682 \func{epoll\_create} o \func{epoll\_create1}. L'argomento \param{fd} indica
1683 invece il file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo
1684 può essere un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche
1685 un altro file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1687 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1688 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1689 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1690 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1691 delle operazioni cui fanno riferimento.
1696 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1698 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1701 \constd{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1702 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1703 controllati tramite \param{epfd}, in
1704 \param{event} devono essere specificate le
1705 modalità di osservazione.\\
1706 \constd{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1707 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1709 \constd{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1710 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1713 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1714 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1715 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1718 % era stata aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE in previsione del kernel 3.7, vedi
1719 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1720 % ma non è mai stata inserita.
1722 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1723 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo utilizzando una serie
1724 di chiamate a \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è
1725 che queste chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor,
1726 incorrendo in una perdita di prestazioni qualora il numero di file
1727 descriptor sia molto grande; per questo è stato proposto di introdurre come
1728 estensione una funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con
1729 una sola chiamata le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso
1730 di \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1731 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1732 osservazione. Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file
1733 descriptor lo si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1734 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1736 Anche se è possibile tenere sotto controllo lo stesso file descriptor in due
1737 istanze distinte di \textit{epoll} in genere questo è sconsigliato in quanto
1738 entrambe riceveranno le notifiche, e gestire correttamente le notifiche
1739 multiple richiede molta attenzione. Se invece si cerca di inserire due volte
1740 lo stesso file descriptor nella stessa istanza di \textit{epoll} la funzione
1741 fallirà con un errore di \errval{EEXIST}. Tuttavia è possibile inserire nella
1742 stessa istanza file descriptor duplicati (si ricordi quanto visto in
1743 sez.~\ref{sec:file_dup}), una tecnica che può essere usata per registrarli con
1744 un valore diverso per \param{events} e classificare così diversi tipi di
1747 Si tenga presente che quando si chiude un file descriptor questo, se era stato
1748 posto sotto osservazione da una istanza di \textit{epoll}, viene rimosso
1749 automaticamente solo nel caso esso sia l'unico riferimento al file aperto
1750 sottostante (più precisamente alla struttura \kstruct{file}, si ricordi
1751 fig.~\ref{fig:file_dup}) e non è necessario usare
1752 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}. Questo non avviene qualora esso sia stato duplicato
1753 (perché la suddetta struttura non viene disallocata) e si potranno ricevere
1754 eventi ad esso relativi anche dopo che lo si è chiuso; per evitare
1755 l'inconveniente è necessario rimuoverlo esplicitamente con
1756 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1758 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1759 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1760 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1761 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1762 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1763 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1764 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1765 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1766 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1769 \begin{figure}[!htb]
1770 \footnotesize \centering
1771 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1772 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1775 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1776 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1778 \label{fig:epoll_event}
1781 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1782 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1783 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1784 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1785 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1787 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1788 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1789 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1790 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Nella prima parte della tabella si sono indicate
1791 le costanti che permettono di indicare il tipo di evento, che sono le
1792 equivalenti delle analoghe di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} per
1793 \func{poll}. Queste sono anche quelle riportate nella struttura
1794 \struct{epoll\_event} restituita da \func{epoll\_wait} per indicare il tipo di
1795 evento presentatosi, insieme a quelle della seconda parte della tabella, che
1796 vengono comunque riportate anche se non le si sono impostate con
1797 \func{epoll\_ctl}. La terza parte della tabella contiene le costanti che
1798 modificano le modalità di notifica.
1803 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1805 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1808 \constd{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1809 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1810 \constd{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1811 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1812 \constd{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1813 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1814 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1816 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1817 \constd{EPOLLPRI} & Ci sono dati urgenti disponibili in lettura (analogo
1818 di \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1819 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1822 \constd{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1823 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1824 viene comunque riportata in uscita, e non è
1825 necessaria impostarla in ingresso.\\
1826 \constd{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1827 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1828 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1830 \constd{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1831 triggered} per il file descriptor associato.\\
1832 \constd{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1833 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1834 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1835 \constd{EPOLLWAKEUP} & Attiva la prevenzione della sospensione del sistema
1836 se il file descriptor che si è marcato con esso
1837 diventa pronto (aggiunto a partire dal kernel 3.5),
1838 può essere impostato solo dall'amministratore (o da
1839 un processo con la capacità
1840 \const{CAP\_BLOCK\_SUSPEND}).\\
1843 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1844 \struct{epoll\_event}.}
1845 \label{tab:epoll_events}
1848 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1849 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo di
1850 un socket quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1852 % TODO aggiunto con il kernel 4.5 EPOLLEXCLUSIVE, vedi
1853 % http://lwn.net/Articles/633422/#excl
1855 Il secondo campo, \var{data}, è una \dirct{union} che serve a identificare il
1856 file descriptor a cui si intende fare riferimento, ed in astratto può
1857 contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse forme) che ne permetta
1858 una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo però è quello in cui si
1859 specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl} nella forma
1860 \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo stesso valore
1861 dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata identificazione del
1864 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1866 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1867 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1868 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1869 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}.
1871 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1872 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1873 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1874 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1875 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1876 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1877 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1880 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1881 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1882 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1883 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1884 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1885 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1886 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1887 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1889 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1890 i relativi eventi, la funzione di sistema che consente di attendere
1891 l'occorrenza di uno di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1895 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1898 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1901 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1902 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1904 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1905 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1906 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1907 della scadenza di \param{timeout}.
1908 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1909 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1914 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1915 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1916 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1917 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1918 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1919 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1920 con l'argomento \param{maxevents}.
1922 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1923 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1924 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1925 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1926 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1927 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1930 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1931 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1932 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1933 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1934 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1935 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1936 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1937 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1938 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1940 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1941 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1942 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1943 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1944 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1945 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1946 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1947 luce delle modifiche.
1949 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1950 il ritorno di \func{epoll\_wait} avviene solo quando il file descriptor ha
1951 cambiato stato diventando pronto. Esso non sarà riportato nuovamente fino ad
1952 un altro cambiamento di stato, per cui occorre assicurarsi di aver
1953 completamente esaurito le operazioni su di esso. Questa condizione viene
1954 generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di \errcode{EAGAIN} al
1955 ritorno di una \func{read} o una \func{write}, (è opportuno ricordare ancora
1956 una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui
1957 file in modalità non bloccante) ma questa non è la sola modalità possibile, ad
1958 esempio la condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono
1959 stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1961 Si tenga presente che in modalità \textit{edge triggered}, dovendo esaurire le
1962 attività di I/O dei file descriptor risultati pronti per poter essere
1963 rinotificati, la gestione elementare per cui li si trattano uno per uno in
1964 sequenza può portare ad un effetto denominato \textit{starvation}
1965 (``\textsl{carestia}''). Si rischia cioè di concentrare le operazioni sul
1966 primo file descriptor che dispone di molti dati, prolungandole per tempi molto
1967 lunghi con un ritardo che può risultare eccessivo nei confronti di quelle da
1968 eseguire sugli altri che verrebbero dopo. Per evitare questo tipo di
1969 problematiche viene consigliato di usare \func{epoll\_wait} per registrare un
1970 elenco dei file descriptor da gestire, e di trattarli a turno in maniera più
1973 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1974 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1975 contemporaneamente. Valgono le osservazioni fatte in
1976 sez.~\ref{sec:file_select}, e per poterlo fare di nuovo è necessaria una
1977 variante della funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una
1978 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1979 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}. In questo caso la
1980 funzione di sistema si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è
1981 stata introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è, come tutta l'interfaccia
1982 di \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1986 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1988 \phantom{int epoll\_pwait(}const sigset\_t *sigmask)}
1990 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1993 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1994 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1995 visti con \func{epoll\_wait}.
2000 La funzione è del tutto analoga \func{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
2001 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
2002 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
2003 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
2005 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
2007 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
2008 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
2009 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
2010 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
2011 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
2012 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
2013 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
2015 % TODO: trattare epoll_wait2, introdotta con il kernel 5.11 (vedi
2016 % https://lwn.net/Articles/837816/)
2021 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
2022 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
2024 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
2025 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
2026 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
2027 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili \textit{race
2028 condition} sono state introdotte estensioni dello standard POSIX e funzioni
2029 apposite come \func{pselect}, \func{ppoll} e \func{epoll\_pwait}.
2031 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
2032 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
2033 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
2034 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
2035 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
2036 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
2037 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
2038 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
2039 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
2040 \textsl{sincrona}, come quelle dell'\textit{I/O multiplexing} appena
2043 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
2044 gli eventi a cui deve reagire in maniera sincrona generando le opportune
2045 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
2046 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
2047 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
2048 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
2049 \textit{race conditions}. In sostanza se non ci fossero i segnali non ci
2050 sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano operazioni all'interno di
2051 un processo, della non atomicità delle \textit{system call} lente che vengono
2052 interrotte e devono essere riavviate.
2054 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
2055 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
2056 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
2057 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
2058 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
2059 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
2060 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
2061 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
2062 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2063 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2064 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2065 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2067 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2068 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2069 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2070 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2071 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2072 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2073 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2075 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2076 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2077 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2078 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2079 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2080 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \func{epoll\_wait}) allo
2081 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2082 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2083 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2085 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2086 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2087 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalla \acr{glibc}, esistono
2088 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2089 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con la
2090 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2091 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2092 che viene sempre usata a partire dalla \acr{glibc} 2.9, che prende un
2093 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2094 maschera dei segnali, il cui valore viene impostato automaticamente dalla
2095 \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2098 \fhead{sys/signalfd.h}
2099 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2101 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2104 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2105 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2107 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2108 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2109 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2110 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2111 dispositivo per la gestione anonima degli \textit{inode}
2112 associati al file descriptor.
2113 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2114 descriptor di \func{signalfd}.
2116 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2121 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2122 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2123 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2124 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2125 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2126 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2127 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2128 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2129 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2131 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2132 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2133 puntatore ad una maschera di segnali creata con l'uso delle apposite macro già
2134 illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La maschera deve indicare su quali
2135 segnali si intende operare con \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato
2136 con una successiva chiamata a \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e
2137 \signal{SIGSTOP} non possono essere intercettati (e non prevedono neanche la
2138 possibilità di un gestore) un loro inserimento nella maschera verrà ignorato
2139 senza generare errori.
2141 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2142 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2143 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2144 impostazione successiva con \func{fcntl} (si ricordi che questo è un argomento
2145 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2146 per kernel precedenti il valore deve essere nullo). L'argomento deve essere
2147 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2148 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2153 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2155 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2158 \constd{SFD\_NONBLOCK}&imposta sul file descriptor il flag di
2159 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2160 \constd{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2161 chiusura automatica del file descriptor nella
2162 esecuzione di \func{exec}.\\
2165 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2166 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2167 \label{tab:signalfd_flags}
2170 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2171 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2172 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2173 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2174 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2175 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2176 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2177 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2179 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2180 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2181 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2182 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2183 condizioni di gestione, né da un gestore, né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2185 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2186 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2187 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2188 \func{poll} e \func{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2189 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2191 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2192 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2193 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2194 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2195 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2196 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2197 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2198 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2199 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2200 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2201 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2202 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2204 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2205 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2206 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2207 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2208 imposto con \func{sigprocmask}.
2210 Oltre a poter essere usato con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing}, il
2211 file descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di
2212 un sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2213 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2214 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2215 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2216 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2217 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2218 pendenti attraverso una \func{exec}.
2220 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2221 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2222 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2223 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2224 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2225 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2226 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2227 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2229 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2230 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2231 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2232 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2233 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2234 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2235 successivo con \func{fcntl}.
2237 \begin{figure}[!htb]
2238 \footnotesize \centering
2239 \begin{minipage}[c]{0.95\textwidth}
2240 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2243 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2244 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2245 \label{fig:signalfd_siginfo}
2248 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2249 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2250 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2251 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2252 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2253 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2254 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2255 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2256 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2258 \begin{figure}[!htb]
2259 \footnotesize \centering
2260 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2261 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2264 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2265 \file{FifoReporter.c}.}
2266 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2269 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella
2270 dell'analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2271 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2272 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2273 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2274 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2275 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2276 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2278 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2279 della interfaccia di \textit{epoll}, si è scritto un programma elementare che
2280 stampi sullo \textit{standard output} sia quanto viene scritto da terzi su una
2281 \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il codice
2282 completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2283 \texttt{FifoReporter.c}).
2285 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2286 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2287 l'uso di \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire (\texttt{\small 12-16})
2288 dalla definizione delle varie variabili e strutture necessarie. Al solito si è
2289 tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle opzioni che consentono ad
2290 esempio di cambiare il nome del file associato alla \textit{fifo}.
2292 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2293 \texttt{epfd} di \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è quello che
2294 useremo per il controllo degli altri. É poi necessario disabilitare la
2295 ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT}, \signal{SIGQUIT} e
2296 \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite file
2297 descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25}) in una
2298 maschera di segnali \texttt{sigmask} che useremo con (\texttt{\small 26})
2299 \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la stessa maschera si potrà per
2300 passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di \func{signalfd} per abilitare la
2301 notifica sul file descriptor \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33})
2302 dovrà essere aggiunto con \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor
2303 controllati con \texttt{epfd}.
2305 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2306 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una volta
2307 fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2308 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \textit{epoll} in maniera del tutto
2309 analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei segnali.
2311 \begin{figure}[!htb]
2312 \footnotesize \centering
2313 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2314 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2317 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2318 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2321 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2322 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2323 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2324 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2325 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2326 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2327 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2328 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2329 stati scritti dati sulla \textit{fifo} o che non sia arrivato un
2330 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2331 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2332 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2333 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2336 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2337 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2338 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2339 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2340 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2341 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2342 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2343 \var{events[i].data.fd}.
2345 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2346 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2347 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2348 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2349 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2350 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2351 siano dati da leggere.
2353 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2354 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2355 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2356 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2357 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2358 sia la \textit{fifo} che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2359 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2360 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2361 saranno più dati da leggere.
2363 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2364 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2365 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2366 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2367 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2368 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2369 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2370 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2371 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2372 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2375 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2376 cui ci siano dati pronti in lettura sulla \textit{fifo} e che il file
2377 descriptor pronto corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si
2378 effettueranno le letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin
2379 tanto che la funzione \func{read} non restituisce un errore di
2380 \errcode{EAGAIN} (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato
2381 per il file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in
2382 caso di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire
2383 si stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2385 Se invece vi sono dati validi letti dalla \textit{fifo} si inserirà
2386 (\texttt{\small 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il
2387 tutto (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo
2388 condizionale (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura
2389 per una eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta
2390 alla uscita dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2392 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2393 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2394 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2396 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2397 FifoReporter starting, pid 4568
2400 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2402 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2410 mentre inviando un segnale:
2412 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2420 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2427 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2435 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2436 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2437 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2438 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2439 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2440 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2441 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2442 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2443 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2444 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2447 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2448 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2449 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2450 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2451 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2452 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2453 supporto nella \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2454 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2455 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2456 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2460 \fhead{sys/timerfd.h}
2461 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2463 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2466 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2467 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2469 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2470 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2471 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2472 precedenti il 2.6.27.
2473 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2474 dispositivo per la gestione anonima degli \textit{inode} associati al file
2476 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2477 descriptor di \func{signalfd}.
2479 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2483 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2484 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2485 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2486 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2487 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2488 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2489 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2490 restituito,\footnote{il flag è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27,
2491 per le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve
2492 essere specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2493 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2498 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2500 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2503 \constd{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2504 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2505 \constd{TFD\_CLOEXEC} & imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2506 chiusura automatica del file descriptor nella
2507 esecuzione di \func{exec}.\\
2510 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2511 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2513 \label{tab:timerfd_flags}
2516 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2517 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2518 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2519 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2520 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2521 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2522 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2523 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2524 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2525 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2526 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2528 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2529 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2530 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2531 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2532 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2535 \fhead{sys/timerfd.h}
2536 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2537 const struct itimerspec *new\_value,\\
2538 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2540 \fdesc{Arma un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2543 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2544 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2546 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2548 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2550 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2551 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2552 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2557 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2558 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2559 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2560 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2561 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2562 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2564 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2565 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2566 ripetere quanto detto in quell'occasione; per brevità si ricordi che
2567 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2568 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità. L'unica differenza
2569 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2570 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2571 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2572 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e \constd{TFD\_TIMER\_ABSTIME}
2573 (l'analogo di \const{TIMER\_ABSTIME}).
2575 L'ultima funzione di sistema prevista dalla nuova interfaccia è
2576 \funcd{timerfd\_gettime}, che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo
2580 \fhead{sys/timerfd.h}
2581 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2583 \fdesc{Legge l'impostazione di un timer associato ad un file descriptor di
2587 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2588 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2590 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2592 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2593 con \func{timerfd\_create}.
2594 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2599 La funzione consente di rileggere le impostazioni del timer associato al file
2600 descriptor \param{fd} nella struttura \struct{itimerspec} puntata
2601 da \param{curr\_value}. Il campo \var{it\_value} riporta il tempo rimanente
2602 alla prossima scadenza del timer, che viene sempre espresso in forma relativa,
2603 anche se lo si è armato specificando \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}. Un valore
2604 nullo (di entrambi i campi di \var{it\_value}) indica invece che il timer non
2605 è stato ancora armato. Il campo \var{it\_interval} riporta la durata
2606 dell'intervallo di ripetizione del timer, ed un valore nullo (di entrambi i
2607 campi) indica che il timer è stato impostato per scadere una sola volta.
2609 Il timer creato con \func{timerfd\_create} notificherà la sua scadenza
2610 rendendo pronto per la lettura il file descriptor ad esso associato, che
2611 pertanto potrà essere messo sotto controllo con una qualunque delle varie
2612 funzioni dell'I/O multiplexing viste in precedenza. Una volta che il file
2613 descriptor risulta pronto sarà possibile leggere il numero di volte che il
2614 timer è scaduto con una ordinaria \func{read}.
2616 La funzione legge il valore in un dato di tipo \typed{uint64\_t}, e necessita
2617 pertanto che le si passi un buffer di almeno 8 byte, fallendo con
2618 \errval{EINVAL} in caso contrario, in sostanza la lettura deve essere
2619 effettuata con una istruzione del tipo:
2620 \includecodesnip{listati/readtimerfd.c}
2622 Il valore viene restituito da \func{read} seguendo l'ordinamento dei bit
2623 (\textit{big-endian} o \textit{little-endian}) nativo della macchina in uso,
2624 ed indica il numero di volte che il timer è scaduto dall'ultima lettura
2625 eseguita con successo, o, se lo si legge per la prima volta, da quando lo si è
2626 impostato con \func{timerfd\_settime}. Se il timer non è scaduto la funzione
2627 si blocca fino alla prima scadenza, a meno di non aver creato il file
2628 descriptor in modalità non bloccante con \const{TFD\_NONBLOCK} o aver
2629 impostato la stessa con \func{fcntl}, nel qual caso fallisce con l'errore di
2633 % TODO trattare qui eventfd introdotto con il 2.6.22
2636 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2637 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2639 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2640 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2641 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2642 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2643 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2644 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2645 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2646 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2647 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \textit{inotify}),
2648 per essere avvisato della possibilità di eseguire le operazioni di I/O volute.
2651 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2652 \label{sec:signal_driven_io}
2654 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2656 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2657 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2658 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2659 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2660 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2661 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2662 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2663 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2664 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2665 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2666 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2667 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2670 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità il sistema
2671 genera un apposito segnale, \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa
2672 possibile leggere o scrivere dal file descriptor; si tenga presente però che
2673 essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo con socket, file di
2674 terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal kernel 2.6, per
2675 \textit{fifo} e \textit{pipe}. Inoltre è possibile, come illustrato in
2676 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando \const{F\_SETOWN}
2677 di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi dovrà ricevere il
2678 segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le operazioni di I/O in
2679 risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la necessità di restare
2680 bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai file.
2682 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2684 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2685 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2686 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
2687 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2688 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2689 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2690 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2691 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2692 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2693 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2696 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2697 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2698 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2699 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2700 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2701 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2702 verrebbero notificati una volta sola.
2704 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali \textit{real-time}, che
2705 vengono accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha
2706 emessi. In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni
2707 aggiuntive restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando
2708 la forma estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2709 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2710 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2712 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali
2713 \textit{real-time} (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando
2714 esplicitamente con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale
2715 \textit{real-time} da inviare in caso di I/O asincrono (il segnale predefinito
2716 è \signal{SIGIO}). In questo caso il gestore, tutte le volte che riceverà
2717 \const{SI\_SIGIO} come valore del campo \var{si\_code} di \struct{siginfo\_t},
2718 troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato
2719 il segnale. Si noti che il valore di\var{si\_code} resta \const{SI\_SIGIO}
2720 qualunque sia il segnale che si è associato all'I/O, in quanto indica che il
2721 segnale è stato generato a causa di attività di I/O.
2723 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali \textit{real-time} è che essendo
2724 questi ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad
2725 uno solo file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità
2726 nella risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali
2727 \textit{real-time} supportano anche questa funzionalità. In questo modo si può
2728 identificare immediatamente un file su cui l'accesso è diventato possibile
2729 evitando completamente l'uso di funzioni come \func{poll} e \func{select},
2730 almeno fintanto che non si satura la coda.
2732 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2733 più assicurare il comportamento corretto per un segnale \textit{real-time},
2734 invierà al suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati
2735 tutti i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali
2736 sono i file diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non
2737 avvenga è di impostare la lunghezza della coda dei segnali \textit{real-time}
2738 ad una dimensione identica al valore massimo del numero di file descriptor
2739 utilizzabili, vale a dire impostare il contenuto di
2740 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2741 \sysctlfile{fs/file-max}.
2743 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2745 \itindend{signal~driven~I/O}
2749 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2750 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2752 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2753 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La risposta, o
2754 meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ \cite{UnixFAQ} viene
2755 anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered Question}, è che
2756 nell'architettura classica di Unix questo non è possibile. Al contrario di
2757 altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like classico non prevedeva
2758 alcun meccanismo per cui un processo possa essere \textsl{notificato} di
2759 eventuali modifiche avvenute su un file.
2761 Questo è il motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2762 modo se il loro file di configurazione è stato modificato, perché possano
2763 rileggerlo e riconoscere le modifiche; in genere questo vien fatto inviandogli
2764 un segnale di \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran
2765 parte di detti programmi, causa la rilettura della configurazione.
2767 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2768 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2769 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2770 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2771 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2772 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2773 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2774 lasciare tutto il resto a processi in \textit{user space}, non era stata
2775 prevista nessuna funzionalità di notifica.
2777 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2778 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2779 interfaccia grafica quando si deve presentare all'utente lo stato del
2780 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2781 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2782 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2785 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2786 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2787 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2788 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2789 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2790 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2791 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2793 \itindbeg{file~lease}
2795 % TODO: questa funzionalità potrebbe essere estesa vedi:
2796 % https://lwn.net/Articles/796000/
2798 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2799 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2800 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2801 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2802 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2803 \textit{lease}. La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in
2804 precedenza per l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al
2805 \textit{lease holder} il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere
2806 modificato usando il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} (anche in
2807 questo caso si può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}).
2809 Se si è fatto questo (ed in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per
2810 utilizzare segnali \textit{real-time}) e se inoltre si è installato il gestore
2811 del segnale con \const{SA\_SIGINFO} si riceverà nel campo \var{si\_fd} della
2812 struttura \struct{siginfo\_t} il valore del file descriptor del file sul quale
2813 è stato compiuto l'accesso; in questo modo un processo può mantenere anche più
2814 di un \textit{file lease}.
2816 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2817 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2818 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2819 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2820 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2821 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2823 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2824 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2825 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2826 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2827 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2828 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2829 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2830 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2835 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2837 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2840 \constd{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2841 \constd{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2842 \constd{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2845 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2846 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2847 \const{F\_GETLEASE}.}
2848 \label{tab:file_lease_fctnl}
2851 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2852 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2853 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2854 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2855 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2856 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2858 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2859 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2860 (\textit{pipe} e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non
2861 privilegiato può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente
2862 ad un \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2863 privilegi di amministratore (cioè con la capacità \const{CAP\_LEASE}, vedi
2864 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire \textit{lease} su qualunque
2867 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2868 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2869 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2870 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2871 lease}.} la funzione si blocca (a meno di non avere aperto il file con
2872 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore di
2873 \errcode{EWOULDBLOCK}) e viene eseguita la notifica al \textit{lease holder},
2874 così che questo possa completare le sue operazioni sul file e rilasciare il
2875 \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si rilevano i
2876 tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un altro
2877 processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i tentativi di
2878 accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di notifica avvengono
2879 solo in fase di apertura del file e non sulle singole operazioni di lettura e
2882 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2883 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2884 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2885 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2886 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2887 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2888 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2889 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2890 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2891 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2894 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2895 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2896 \sysctlfiled{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo o
2897 declassarlo automaticamente (questa è una misura di sicurezza per evitare che
2898 un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file acquisendo un
2899 \textit{lease}). Una volta che un \textit{lease} è stato rilasciato o
2900 declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal kernel è lo
2901 stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal \textit{lease
2902 breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2904 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2905 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2906 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2907 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2908 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2909 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2910 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2911 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2912 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2916 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2917 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2918 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2919 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2920 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2921 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2922 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2923 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2924 può utilizzare un altro, e di nuovo, per le ragioni già esposte in precedenza,
2925 è opportuno che si utilizzino dei segnali \textit{real-time}. Inoltre, come
2926 in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file descriptor
2927 che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2928 \struct{siginfo\_t}.
2930 \itindend{file~lease}
2935 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2937 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2940 \constd{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2941 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2942 \constd{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2943 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2944 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2945 \constd{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2946 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2947 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2948 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2950 \constd{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2951 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2952 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2953 \constd{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2954 directory (con \func{rename}).\\
2955 \constd{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2956 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2958 \constd{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2962 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2963 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2964 \label{tab:file_notify}
2967 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2968 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2969 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2970 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2971 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2972 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2973 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2975 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2976 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2977 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2978 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2979 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2980 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2981 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2982 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2983 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2984 specificare un valore nullo.
2988 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2989 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2990 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2991 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2992 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2993 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2994 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2996 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2997 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2998 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2999 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
3000 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
3001 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
3002 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
3003 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
3004 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
3008 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
3009 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
3010 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
3011 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
3012 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
3013 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
3014 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
3015 di risolvere il principale problema di \textit{dnotify}. La coda viene creata
3016 attraverso la funzione di sistema \funcd{inotify\_init}, il cui prototipo è:
3019 \fhead{sys/inotify.h}
3020 \fdecl{int inotify\_init(void)}
3021 \fdesc{Inizializza una istanza di \textit{inotify}.}
3024 {La funzione ritornaun file descriptor in caso di successo, o $-1$ in caso di
3025 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3027 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
3028 \textit{inotify} consentite all'utente.
3029 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
3031 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
3037 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
3038 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
3039 effettuate le operazioni di notifica; si tratta di un file descriptor speciale
3040 che non è associato a nessun file su disco, e che viene utilizzato solo per
3041 notificare gli eventi che sono stati posti in osservazione. Per evitare abusi
3042 delle risorse di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero
3043 limitato di istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di
3044 128, ma questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3045 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_user\_instances}.
3047 Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o directory
3048 reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui file sono
3049 tenuti sotto osservazione viene completamente eliminato; anzi, una delle
3050 capacità dell'interfaccia di \textit{inotify} è proprio quella di notificare
3051 il fatto che il filesystem su cui si trova il file o la directory osservata è
3054 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
3055 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
3056 con l'interfaccia di \textit{epoll}, ed a partire dal kernel 2.6.25 è stato
3057 introdotto anche il supporto per il \texttt{signal-driven I/O}. Siccome gli
3058 eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni
3059 ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica.
3061 Così, invece di dover utilizzare i segnali, considerati una pessima scelta dal
3062 punto di vista dell'interfaccia utente, si potrà gestire l'osservazione degli
3063 eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
3064 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
3065 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
3066 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate. Infine l'interfaccia di
3067 \textit{inotify} consente di mettere sotto osservazione, oltre che una
3068 directory, anche singoli file.
3070 Una volta creata la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere
3071 sotto osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di
3072 osservazione} (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire
3073 la lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni di sistema, la
3074 prima di queste è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
3077 \fhead{sys/inotify.h}
3078 \fdecl{int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
3079 \fdesc{Aggiunge un evento di osservazione a una lista di osservazione.}
3082 {La funzione ritorna un valore positivo in caso di successo, o $-1$ per un
3083 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3085 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
3086 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
3087 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
3088 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
3089 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
3091 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF} nel loro
3092 significato generico.}
3095 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3096 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3097 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3098 nell'argomento \param{fd}, che ovviamente dovrà essere un file descriptor
3099 creato con \func{inotify\_init}. Il file o la directory da porre sotto
3100 osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3101 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3102 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3103 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3104 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3105 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3106 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3107 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre un solo
3110 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3111 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3112 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3113 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3114 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3115 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3116 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3117 flag della prima parte.
3122 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{8cm}|}
3124 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3127 \constd{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3129 \constd{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3131 (o sugli attributi estesi, vedi
3132 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3133 \constd{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3135 \constd{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3137 \constd{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3138 directory in una directory sotto
3140 \constd{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3141 directory in una directory sotto
3143 \constd{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3144 directory) sotto osservazione.\\
3145 \constd{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3146 \constd{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3147 directory) sotto osservazione.\\
3148 \constd{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3149 directory sotto osservazione.\\
3150 \constd{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3151 directory sotto osservazione.\\
3152 \constd{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3154 \constd{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3155 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3156 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3157 \constd{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3158 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3159 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3160 \constd{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3164 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3165 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3166 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3167 \label{tab:inotify_event_watch}
3170 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3171 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3172 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3173 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3174 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3175 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3176 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3177 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3178 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3183 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
3185 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3188 \constd{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3190 \constd{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3191 nell'argomento \param{mask}, invece di
3193 \constd{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per
3194 una sola volta, rimuovendolo poi dalla
3195 \textit{watch list}.\\
3196 \constd{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3197 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3198 quelli per i file che contiene.\\
3201 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3202 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3203 modalità di osservazione.}
3204 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3207 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3208 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3209 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3210 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3211 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3213 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3214 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3215 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3216 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3217 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3218 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3219 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3220 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3221 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3223 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3224 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3225 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3226 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3227 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3228 sarà più notificato.
3230 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3231 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3232 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3233 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3234 la eventuale rimozione dello stesso.
3236 La seconda funzione di sistema per la gestione delle code di notifica, che
3237 permette di rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch},
3238 ed il suo prototipo è:
3241 \fhead{sys/inotify.h}
3242 \fdecl{int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3243 \fdesc{Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.}
3246 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3247 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3249 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3251 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3252 non è associato ad una coda di notifica.
3257 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3258 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3259 \param{wd}; ovviamente deve essere usato per questo argomento un valore
3260 ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore di
3261 \errval{EINVAL}. In caso di successo della rimozione, contemporaneamente alla
3262 cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3263 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3264 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3265 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3266 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3267 \func{inotify\_rm\_watch}.
3269 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3270 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3271 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3272 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3273 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3274 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3275 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3276 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3278 \begin{figure}[!htb]
3279 \footnotesize \centering
3280 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3281 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3284 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3285 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3286 \label{fig:inotify_event}
3289 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3290 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3291 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}), il numero di byte disponibili
3292 in lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3293 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3294 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3295 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3296 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3297 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3298 il numero di file che sono cambiati.
3300 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3301 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3302 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3303 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3304 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3305 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3306 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3307 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori aggiuntivi di
3308 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag} (questi compaiono solo nel campo
3309 \var{mask} di \struct{inotify\_event}, e non sono utilizzabili in fase di
3310 registrazione dell'osservatore).
3315 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3317 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3320 \constd{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3321 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3322 che in maniera implicita per la rimozione
3323 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3324 filesystem su cui questo si trova.\\
3325 \constd{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3326 (consente così di distinguere, quando si pone
3327 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3328 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3330 \constd{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3331 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3332 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3333 \constd{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3334 osservazione è stato smontato.\\
3337 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3338 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3339 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3342 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima che viene
3343 controllata dal parametro di sistema
3344 \sysctlfiled{fs/inotify/max\_queued\_events}, che indica il numero massimo di
3345 eventi che possono essere mantenuti sulla stessa; quando detto valore viene
3346 ecceduto gli ulteriori eventi vengono scartati, ma viene comunque generato
3347 un evento di tipo \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3349 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3350 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3351 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3352 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3353 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3355 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3356 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3357 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3358 (come \textit{pathname} relativo alla directory osservata) e la relativa
3359 dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa
3360 terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali
3361 necessità di allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde
3362 al totale della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa
3363 con il nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
3364 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
3365 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
3368 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3369 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3370 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3371 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3372 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3373 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3375 \begin{figure}[!htbp]
3376 \footnotesize \centering
3377 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3378 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3381 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3382 \label{fig:inotify_monitor_example}
3385 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo del programma inizia
3386 controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno un argomento che
3387 indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e qualora questo
3388 non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che passa
3389 (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify} ottenendo con
3390 \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (o si esce in caso di
3393 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3394 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3395 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3396 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3397 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3398 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3399 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3400 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3401 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3402 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3404 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3405 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3406 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3407 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3408 si saranno verificati eventi.
3410 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3411 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3412 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3413 approssimativamente 512 eventi (si ricordi che la quantità di dati restituita
3414 da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza del nome del
3415 file restituito insieme a \struct{inotify\_event}). In caso di errore di
3416 lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio di errore
3417 (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una interruzione della
3418 \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la lettura.
3420 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3421 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3422 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3423 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3424 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna alla variabile
3425 \var{event} (si noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del
3426 puntatore) l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3427 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3428 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3429 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3430 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3431 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3433 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3434 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3435 controllato il valore del campo \var{event->len} e non il fatto che
3436 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo. L'interfaccia infatti,
3437 qualora il nome non sia presente, non tocca il campo \var{event->name}, che
3438 si troverà pertanto a contenere quello che era precedentemente presente nella
3439 rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il puntatore al nome di
3440 un file osservato in precedenza.
3442 Si utilizza poi (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che
3443 interpreta il valore del campo \var{event->mask}, per stampare il tipo di
3444 eventi accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto
3445 non essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare
3446 direttamente i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si
3447 provvede ad aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento
3450 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3451 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3454 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3456 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3459 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3464 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3465 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3466 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3467 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3468 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3469 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3470 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3471 tale evenienza non si verificherà mai.
3473 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3474 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3475 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3476 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3477 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3478 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3479 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3480 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3481 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3482 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3483 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3484 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3485 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3486 chiamata di \func{read}.
3488 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3489 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3490 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3491 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3492 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3493 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3494 raggruppati in un solo evento.
3498 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3499 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3500 % fanotify_mark() ha FAN_MARK_FILESYSTEM dal 4.20
3501 % fanotify() ha FAN_OPEN_EXEC dal 4.21/5.0
3502 % fanotify() ha FAN_REPORT_PIDFD dal 5.14
3505 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3506 \label{sec:file_asyncronous_io}
3508 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3509 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3510 asincrono} o ``AIO''. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le
3511 funzioni di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di
3512 ritornare, così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad
3513 esempio possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da
3514 poter effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3516 Benché la modalità di apertura asincrona di un file vista in
3517 sez.~\ref{sec:signal_driven_io} possa risultare utile in varie occasioni (in
3518 particolar modo con i socket e gli altri file per i quali le funzioni di I/O
3519 sono \textit{system call} lente), essa è comunque limitata alla notifica della
3520 disponibilità del file descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno
3521 svolgimento asincrono delle medesime. Lo standard POSIX.1b definisce una
3522 interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero e proprio,\footnote{questa è
3523 stata ulteriormente perfezionata nelle successive versioni POSIX.1-2001 e
3524 POSIX.1-2008.} che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3525 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3528 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3529 implementata sia direttamente nel kernel che in \textit{user space} attraverso
3530 l'uso di \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una
3531 implementazione di questa interfaccia fornita completamente dalla \acr{glibc}
3532 a partire dalla versione 2.1, che è realizzata completamente in \textit{user
3533 space}, ed è accessibile linkando i programmi con la libreria
3534 \file{librt}. A partire dalla versione 2.5.32 è stato introdotto nel kernel
3535 una nuova infrastruttura per l'I/O asincrono, ma ancora il supporto è parziale
3536 ed insufficiente ad implementare tutto l'AIO POSIX.
3538 Lo standard POSIX prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano
3539 controllate attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui
3540 nome sta per \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come
3541 argomento a tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come
3542 effettuata in \headfiled{aio.h}, è riportata in
3543 fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è definita la macro
3544 \macrod{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la disponibilità
3545 dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3547 \begin{figure}[!htb]
3548 \footnotesize \centering
3549 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3550 \includestruct{listati/aiocb.h}
3553 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3555 \label{fig:file_aiocb}
3558 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3559 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3560 terminali e \textit{pipe} sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3561 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3562 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3563 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3564 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3565 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3566 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3567 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3568 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3569 del blocco di dati da trasferire.
3571 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3572 di I/O, in generale perché ciò sia possibile occorre che la piattaforma
3573 supporti questa caratteristica, questo viene indicato dal fatto che le macro
3574 \macrod{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e \macrod{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}
3575 sono definite. La priorità viene impostata a partire da quella del processo
3576 chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}), cui viene sottratto il valore
3577 di questo campo. Il campo \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione
3578 \func{lio\_listio}, che, come vedremo, permette di eseguire con una sola
3579 chiamata una serie di operazioni, usando un vettore di \textit{control
3580 block}. Tramite questo campo si specifica quale è la natura di ciascuna di
3583 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3584 (illustrata in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il modo
3585 in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3586 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3587 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3589 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3590 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3591 lettura od una scrittura asincrona di dati usando la struttura \struct{aiocb}
3592 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3596 \fdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3597 \fdesc{Richiede una lettura asincrona.}
3598 \fdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3599 \fdesc{Richiede una scrittura asincrona.}
3602 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3603 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3605 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3606 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3607 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3608 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3609 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3615 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3616 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3617 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3618 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3619 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3620 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
3621 sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
3622 comunque alla fine del file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
3624 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3625 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3626 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3627 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3628 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3629 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
3630 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
3631 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
3634 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3635 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3636 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3637 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3638 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3639 errore; il suo prototipo è:
3643 \fdecl{int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3644 \fdesc{Determina lo stato di errore di una operazione di I/O asincrono.}
3647 {La funzione ritorna $0$ se le operazioni si sono concluse con successo,
3648 altrimenti restituisce \errval{EINPROGRESS} se non sono concluse,
3649 \errcode{ECANCELED} se sono state cancellate o il relativo codice di errore
3653 Se l'operazione non si è ancora completata viene sempre restituito l'errore di
3654 \errcode{EINPROGRESS}, mentre se è stata cancellata ritorna
3655 \errcode{ECANCELED}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3656 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3657 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3658 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3659 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3660 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3661 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3662 \func{write}, \func{fsync} e \func{fdatasync}.
3664 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3665 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3666 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3667 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3672 \fdecl{ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3673 \fdesc{Ottiene lo stato dei risultati di una operazione di I/O asincrono.}
3676 {La funzione ritorna lo stato di uscita dell'operazione eseguita (il valore
3677 che avrebbero restituito le equivalenti funzioni eseguite in maniera
3681 La funzione recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O
3682 associate a \param{aiocbp} e deve essere chiamata una sola volta per ciascuna
3683 operazione asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad
3684 essa associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo
3685 che l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata
3686 verificandolo con \func{aio\_error}, ed usarla una sola volta. Una chiamata
3687 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati,
3688 così come chiamarla più di una volta.
3690 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3691 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3692 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync} o \func{fdatasync}). É
3693 importante chiamare sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili
3694 per le operazioni di I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di
3695 arrivare ad un loro esaurimento.
3697 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3698 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3699 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3700 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3705 \fdecl{int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3706 \fdesc{Richiede la sincronizzazione dei dati su disco.}
3709 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3710 caso \var{errno} assumerà gli stessi valori visti \func{aio\_read} con lo
3715 La funzione richiede la sincronizzazione dei dati delle operazioni di I/O
3716 relative al file descriptor indicato in \texttt{aiocbp->aio\_fildes},
3717 ritornando immediatamente. Si tenga presente che la funzione mette
3718 semplicemente in coda la richiesta, l'esecuzione effettiva della
3719 sincronizzazione dovrà essere verificata con \func{aio\_error} e
3720 \func{aio\_return} come per le operazioni di lettura e
3721 scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la modalità di
3722 esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le operazioni saranno
3723 completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si specifica
3724 \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3725 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3727 Il successo della chiamata assicura la richiesta di sincronizzazione dei dati
3728 relativi operazioni di I/O asincrono richieste fino a quel momento, niente è
3729 garantito riguardo la sincronizzazione dei dati relativi ad eventuali
3730 operazioni richieste successivamente. Se si è specificato un meccanismo di
3731 notifica questo sarà innescato una volta che le operazioni di sincronizzazione
3732 dei dati saranno completate (\texttt{aio\_sigevent} è l'unico altro campo
3733 di \param{aiocbp} che viene usato.
3735 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni di I/O (in
3736 genere quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo
3737 lo standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3738 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3743 \fdecl{int aio\_cancel(int fd, struct aiocb *aiocbp)}
3744 \fdesc{Richiede la cancellazione delle operazioni di I/O asincrono.}
3747 {La funzione ritorna un intero positivo che indica il risultato
3748 dell'operazione in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso
3749 \var{errno} assumerà uno dei valori:
3751 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor valido.
3752 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3757 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3758 \param{fd}, idicata con \param{aiocbp}, o tutte le operazioni pendenti,
3759 specificando \val{NULL} come valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione
3760 viene cancellata una successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà
3761 \errcode{ECANCELED} come codice di errore, ed mentre il valore di ritorno per
3762 \func{aio\_return} sarà $-1$, inoltre il meccanismo di notifica non verrà
3763 invocato. Se con \param{aiocbp} si specifica una operazione relativa ad un
3764 file descriptor diverso da \param{fd} il risultato è indeterminato. In caso
3765 di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi
3766 definiti in \headfile{aio.h}) sono tre:
3767 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3768 \item[\constd{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3769 cancellazione sono state già completate,
3771 \item[\constd{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3774 \item[\constd{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3775 corso e non sono state cancellate.
3778 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3779 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3780 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3781 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3782 del loro avvenuto completamento.
3784 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3785 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3786 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3787 specifica operazione; il suo prototipo è:
3791 \fdecl{int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, \\
3792 \phantom{int aio\_suspend(}const struct timespec *timeout)}
3793 \fdesc{Attende il completamento di una operazione di I/O asincrono.}
3796 {La funzione ritorna $0$ se una (o più) operazioni sono state completate e
3797 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3799 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3801 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3802 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3807 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3808 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3809 un tempo massimo specificato dalla struttura \struct{timespec} puntata
3810 da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un segnale (si tenga conto che
3811 questo segnale potrebbe essere anche quello utilizzato come meccanismo di
3812 notifica). La lista deve essere inizializzata con delle strutture
3813 \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente richieste, ma può
3814 contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si siano specificati
3815 valori non validi l'effetto è indefinito.
3816 Un valore \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout, mentre
3817 se si vuole effettuare un \textit{polling} sulle operazioni occorrerà
3818 specificare un puntatore valido ad una struttura \texttt{timespec} (vedi
3819 fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) contenente valori nulli, e verificare poi
3820 con \func{aio\_error} quale delle operazioni della lista \param{list} è stata
3823 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3824 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3825 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3830 \fdecl{int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3833 \fdesc{Richiede l'esecuzione di una serie di operazioni di I/O.}
3836 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3837 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3839 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3841 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3842 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3843 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3844 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3845 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3850 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3851 lista \param{list} un vettore di puntatori a strutture \struct{aiocb}
3852 indicanti le operazioni da compiere (che verranno eseguite senza un ordine
3853 particolare). La lista può contenere anche puntatori nulli, che saranno
3854 ignorati (si possono così eliminare facilmente componenti della lista senza
3855 doverla rigenerare).
3857 Ciascuna struttura \struct{aiocb} della lista deve contenere un
3858 \textit{control block} opportunamente inizializzato; in particolare per
3859 ognuna di esse dovrà essere specificato il tipo di operazione con il campo
3860 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i valori:
3861 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3862 \item[\constd{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3863 \item[\constd{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3864 \item[\constd{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3866 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3867 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3868 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3869 quelle non completate.
3871 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3872 usato il valore \constd{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3873 di tutte le operazioni richieste; se si usa \constd{LIO\_NOWAIT} la funzione
3874 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3875 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3876 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3877 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3879 % TODO: trattare libaio e le system call del kernel per l'I/O asincrono, vedi
3880 % http://lse.sourceforge.net/io/aio.html,
3881 % http://webfiveoh.com/content/guides/2012/aug/mon-13th/linux-asynchronous-io-and-libaio.html,
3882 % https://code.google.com/p/kernel/wiki/AIOUserGuide,
3883 % http://bert-hubert.blogspot.de/2012/05/on-linux-asynchronous-file-io.html
3884 % https://www.fsl.cs.sunysb.edu/~vass/linux-aio.txt
3886 % TODO trattare la poll API basata sull'I/O asicrono, introdotta con il kernel
3887 % 4.18, vedi https://lwn.net/Articles/743714/,
3888 % https://lwn.net/Articles/742978/, https://lwn.net/Articles/758324/
3889 % http://git.infradead.org/users/hch/vfs.git/commit/d2d9e26c7cb6d95d521153897910080cf56c7fad
3892 % TODO trattare la nuova API per l'I/O asincrono (io_uring), introdotta con il
3893 % kernel 5.1, vedi https://lwn.net/Articles/776703/,
3894 % https://lwn.net/ml/linux-fsdevel/20190112213011.1439-1-axboe@kernel.dk/
3895 % altre feature correlate:
3896 % dal 5.11: support for the shutdown(), renameat2(), and unlinkat()
3898 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3899 \label{sec:file_advanced_io}
3901 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3902 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3903 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3904 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3905 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3906 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3910 \subsection{File mappati in memoria}
3911 \label{sec:file_memory_map}
3913 \itindbeg{memory~mapping}
3915 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3916 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3917 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che attraverso il meccanismo della
3918 \textsl{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3919 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}) permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3920 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3924 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3925 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3926 mappatura in memoria di un file.}
3927 \label{fig:file_mmap_layout}
3930 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3931 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3932 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3933 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3934 del file attraverso il sistema della memoria virtuale illustrato in
3935 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen} che in maniera analoga a quanto avviene per le
3936 pagine che vengono salvate e rilette nella \textit{swap}, si incaricherà di
3937 sincronizzare il contenuto di quel segmento di memoria con quello del file
3938 mappato su di esso. Per questo motivo si può parlare tanto di \textsl{file
3939 mappato in memoria}, quanto di \textsl{memoria mappata su file}.
3941 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3942 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3943 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3944 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3945 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3946 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3949 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
3950 virtuale, la sezione di memoria mappata su cui si opera sarà a sua volta letta
3951 o scritta sul file una pagina alla volta e solo per le parti effettivamente
3952 usate, il tutto in maniera completamente trasparente al processo; l'accesso
3953 alle pagine non ancora caricate avverrà allo stesso modo con cui vengono
3954 caricate in memoria le pagine che sono state salvate sullo \textit{swap}.
3956 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3957 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3958 scritte sulla \textit{swap}; questo consente di accedere ai file su dimensioni
3959 il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3960 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3962 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni di sistema
3963 per la gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve
3964 ad eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo
3970 \fdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3972 \fdesc{Esegue la mappatura in memoria di una sezione di un file.}
3975 {La funzione ritorna il puntatore alla zona di memoria mappata in caso di
3976 successo, e \const{MAP\_FAILED} (\texttt{(void *) -1}) per un errore, nel
3977 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3979 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3980 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3981 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3982 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3983 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3984 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3985 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3986 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3987 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3988 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3989 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3990 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3991 dimensione delle pagine), o \param{lengh} è zero (solo dal 2.6.12)
3992 o \param{flags} contiene sia \const{MAP\_PRIVATE} che
3993 \const{MAP\_SHARED} o nessuno dei due.
3994 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3995 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3996 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3998 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3999 numero di mappature possibili.
4000 \item[\errcode{EOVERFLOW}] su architettura a 32 bit con il supporto per i
4001 \textit{large file} (che hanno una dimensione a 64 bit) il numero di
4002 pagine usato per \param{lenght} aggiunto a quello usato
4003 per \param{offset} eccede i 32 bit (\texttt{unsigned long}).
4004 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
4005 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
4006 l'opzione \texttt{noexec}.
4007 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
4008 \param{fd} è aperto in scrittura.
4013 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
4014 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
4015 all'indirizzo \param{start}. Il valore \param{start} viene normalmente
4016 considerato come un suggerimento, ma l'uso di un qualunque valore diverso da
4017 \val{NULL}, in cui si rimette completamente al kernel la scelta
4018 dell'indirizzo, viene sconsigliato per ragioni di portabilità. Il valore
4019 di \param{offset} deve essere un multiplo della dimensione di una pagina di
4025 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
4027 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4030 \constd{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
4031 \constd{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
4032 \constd{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
4033 \constd{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
4036 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
4037 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
4038 \label{tab:file_mmap_prot}
4041 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
4042 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
4043 in pagine, ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
4044 lineari di memoria virtuale; per ciascuno di questi segmenti il kernel
4045 mantiene nella \textit{page table} la mappatura sulle pagine di memoria
4046 reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro
4047 violazione causa quella una \textit{segment violation}, e la relativa
4048 emissione del segnale \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria
4049 e deve essere specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più
4050 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato
4051 deve essere compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il
4057 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4059 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4062 \constd{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
4063 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
4064 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
4065 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
4066 richiesto \const{MAP\_FIXED} (dal kernel 2.4.20).\\
4067 \constd{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
4068 \constd{MAP\_ANONYMOUS}& La mappatura non è associata a nessun file. Gli
4069 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
4070 ignorati. L'uso di questo flag con
4071 \const{MAP\_SHARED} è stato implementato in Linux
4072 a partire dai kernel della serie 2.4.x.\\
4073 \constd{MAP\_DENYWRITE}& In Linux viene ignorato per evitare
4075 (veniva usato per segnalare che tentativi di
4076 scrittura sul file dovevano fallire con
4077 \errcode{ETXTBSY}).\\
4078 \constd{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
4079 \constd{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
4080 \constd{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
4081 da \param{start}, se questo non può essere usato
4082 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
4083 valore di \param{start} deve essere allineato
4084 alle dimensioni di una pagina.\\
4085 \constd{MAP\_GROWSDOWN}& Usato per gli \textit{stack}.
4086 Indica che la mappatura deve essere effettuata
4087 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
4088 \constd{MAP\_HUGETLB} & Esegue la mappatura usando le cosiddette
4089 ``\textit{huge pages}'' (dal kernel 2.6.32).\\
4090 \constd{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo \textit{swapping} delle
4091 pagine mappate (dal kernel 2.5.37).\\
4092 \constd{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
4093 non causa I/O (dal kernel 2.5.46).\\
4094 \constd{MAP\_NORESERVE}& Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
4095 delle pagine di \textit{swap} ad uso del meccanismo
4096 del \textit{copy on write}
4097 per mantenere le modifiche fatte alla regione
4098 mappata, in questo caso dopo una scrittura, se
4099 non c'è più memoria disponibile, si ha
4100 l'emissione di un \signal{SIGSEGV}.\\
4101 \constd{MAP\_POPULATE} & Esegue il \textit{prefaulting} delle pagine di
4102 memoria necessarie alla mappatura (dal kernel
4104 \constd{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
4105 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
4106 privata cui solo il processo chiamante ha
4107 accesso. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
4108 \constd{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
4109 riportati sul file e saranno immediatamente
4110 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
4112 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
4113 \const{MAP\_STACK} & Al momento è ignorato, è stato fornito (dal kernel
4114 2.6.27) a supporto della implementazione dei
4115 \textit{thread} nella \acr{glibc}, per allocare
4116 memoria in uno spazio utilizzabile come
4117 \textit{stack} per le architetture hardware che
4118 richiedono un trattamento speciale di
4120 \constd{MAP\_UNINITIALIZED}& Specifico per i sistemi embedded ed
4121 utilizzabile dal kernel 2.6.33 solo se è stata
4122 abilitata in fase di compilazione dello stesso
4124 \texttt{CONFIG\_MMAP\_ALLOW\_UNINITIALIZED}. Se
4125 usato le pagine di memoria usate nella mappatura
4126 anonima non vengono cancellate; questo migliora
4127 le prestazioni sui sistemi con risorse minime, ma
4128 comporta la possibilità di rileggere i dati di
4129 altri processi che han chiuso una mappatura, per
4130 cui viene usato solo quando (come si suppone sia
4131 per i sistemi embedded) si ha il completo
4132 controllo dell'uso della memoria da parte degli
4134 % \constd{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
4135 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
4139 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
4140 \label{tab:file_mmap_flag}
4143 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
4144 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
4146 % TODO trattare MAP_FIXED_NOREPLACE vedi https://lwn.net/Articles/751651/ e
4147 % https://lwn.net/Articles/741369/
4149 % TODO: verificare MAP_SYNC e MAP_SHARED_VALIDATE, vedi
4150 % https://lwn.net/Articles/731706/, https://lwn.net/Articles/758594/ incluse
4154 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
4155 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
4156 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
4157 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
4158 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
4159 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}. Fra questi comunque deve sempre essere
4160 specificato o \const{MAP\_PRIVATE} o \const{MAP\_SHARED} per indicare la
4161 modalità con cui viene effettuata la mappatura.
4163 Esistono infatti due modalità alternative di eseguire la mappatura di un file;
4164 la più comune è \const{MAP\_SHARED} in cui la memoria è condivisa e le
4165 modifiche effettuate su di essa sono visibili a tutti i processi che hanno
4166 mappato lo stesso file. In questo caso le modifiche vengono anche riportate su
4167 disco, anche se questo può non essere immediato a causa della bufferizzazione:
4168 si potrà essere sicuri dell'aggiornamento solo in seguito alla chiamata di
4169 \func{msync} o \func{munmap}, e solo allora le modifiche saranno visibili sul
4170 file con l'I/O convenzionale.
4172 Con \const{MAP\_PRIVATE} invece viene creata una copia privata del file,
4173 questo non viene mai modificato e solo il processo chiamante ha accesso alla
4174 mappatura. Le modifiche eseguite dal processo sulla mappatura vengono
4175 effettuate utilizzando il meccanismo del \textit{copy on write}, mentenute in
4176 memoria e salvate su \textit{swap} in caso di necessità. Non è specificato se
4177 i cambiamenti sul file originale vengano riportati sulla regione mappata.
4179 Gli altri valori di \func{flag} modificano le caratteristiche della
4180 mappatura. Fra questi il più rilevante è probabilmente \const{MAP\_ANONYMOUS}
4181 che consente di creare segmenti di memoria condivisa fra processi diversi
4182 senza appoggiarsi a nessun file (torneremo sul suo utilizzo in
4183 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}). In tal caso gli argomenti \param{fd}
4184 e \param{offset} vangono ignorati, anche se alcune implementazioni richiedono
4185 che invece \param{fd} sia $-1$, convenzione che è opportuno seguire se si ha a
4186 cuore la portabilità dei programmi.
4188 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
4189 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
4190 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria virtuale. Questo
4191 comporta allora una serie di conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di
4192 scrivere su una zona mappata in sola lettura si avrà l'emissione di un segnale
4193 di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento
4194 di memoria relativo non consentono questo tipo di accesso.
4196 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4197 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4198 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4199 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4200 paginazione, la mappatura in memoria non può che essere eseguita su un
4201 segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una pagina, ed in
4202 generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni effettive del file
4203 o della sezione che si vuole mappare.
4205 \begin{figure}[!htb]
4207 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4208 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4209 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4210 \label{fig:file_mmap_boundary}
4213 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4214 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4215 il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4216 bordo della pagina successiva. In questo caso è possibile accedere a quella
4217 zona di memoria che eccede le dimensioni specificate da \param{length}, senza
4218 ottenere un \signal{SIGSEGV} poiché essa è presente nello spazio di indirizzi
4219 del processo, anche se non è mappata sul file. Il comportamento del sistema è
4220 quello di restituire un valore nullo per quanto viene letto, e di non
4221 riportare su file quanto viene scritto.
4223 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4224 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4225 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4226 quella della mappatura in memoria. In questa situazione, per la sezione di
4227 pagina parzialmente coperta dal contenuto del file, vale esattamente quanto
4228 visto in precedenza; invece per la parte che eccede, fino alle dimensioni date
4229 da \param{length}, l'accesso non sarà più possibile, ma il segnale emesso non
4230 sarà \signal{SIGSEGV}, ma \signal{SIGBUS}, come illustrato in
4231 fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4233 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4234 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4235 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4236 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4237 relativi a \textit{pipe}, socket e \textit{fifo}, per i quali non ha senso
4238 parlare di \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di
4239 dispositivo, che non dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si
4240 ricordi quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente
4241 però che esistono anche casi di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al
4242 ponte PCI-VME del chip Universe) che sono utilizzabili solo con questa
4247 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4248 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4249 alla lunghezza richiesta.}
4250 \label{fig:file_mmap_exceed}
4253 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4254 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4255 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4256 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4257 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4258 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4259 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4260 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4263 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4264 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4265 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4266 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4267 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4268 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4269 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4270 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4271 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4273 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4274 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
4275 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
4276 dei file ordinaria illustrata in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il
4277 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
4278 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
4279 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
4281 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia ordinaria queste modifiche
4282 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4283 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4284 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4285 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4287 Per questo è sempre sconsigliabile eseguire scritture su un file attraverso
4288 l'interfaccia ordinaria quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4289 usare l'interfaccia ordinaria per leggere un file mappato in memoria, purché
4290 si abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria
4291 mette a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto
4292 della memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4297 \fdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4298 \fdesc{Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.}
4301 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4302 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4304 \item[\errcode{EBUSY}] si è indicato \const{MS\_INVALIDATE} ma
4305 nell'intervallo di memoria specificato è presente un \textit{memory lock}.
4306 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4307 risulta mappato (prima del kernel 2.4.19).
4308 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4309 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4311 \item[\errcode{ENOMEM}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4312 risulta mappato (dal kernel 2.4.19).
4317 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4318 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4319 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4320 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4321 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia ordinaria troveranno un contenuto
4322 del file aggiornato.
4327 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4329 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4332 \constd{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4333 quando questa è stata completata.\\
4334 \constd{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4335 non attendendo che questa sia finita.\\
4336 \constd{MS\_INVALIDATE}& invalida le pagine per tutte le mappature
4337 in memoria così da rendere necessaria una
4338 rilettura immediata delle stesse.\\
4341 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4342 \label{tab:file_mmap_msync}
4345 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4346 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4347 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4348 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4349 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4350 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4351 valore fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4352 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4353 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4355 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4356 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4361 \fdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4362 \fdesc{Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.}
4365 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4366 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4368 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4369 precedentemente mappata.
4374 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4375 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4376 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4377 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4378 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4379 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4380 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4381 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4382 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4384 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4385 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4386 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4387 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4388 virtuale. Questa funzione di sistema è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4392 \fdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4393 \fdesc{Modifica le protezioni delle pagine di memoria.}
4396 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4397 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4399 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4400 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4401 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4402 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4403 ha solo accesso in lettura.
4404 \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4405 necessarie all'interno del kernel o si è specificato un indirizzo di
4406 memoria non valido del processo o non corrispondente a pagine mappate
4407 (negli ultimi due casi prima del kernel 2.4.19 veniva prodotto,
4408 erroneamente, \errcode{EFAULT}).
4413 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4414 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4415 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4416 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4417 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4418 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4420 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4421 kernel unix-like per poter usare le quali occorre però dichiarare
4422 \macro{\_GNU\_SOURCE} prima dell'inclusione di \texttt{sys/mman.h}. La prima
4423 di queste è la possibilità di modificare un precedente \textit{memory
4424 mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo. Questo è realizzato
4425 dalla funzione di sistema \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4429 \fdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4430 new\_size, unsigned long flags)}
4431 \fdesc{Restringe o allarga una mappatura in memoria.}
4434 {La funzione ritorna l'indirizzo alla nuova area di memoria in caso di
4435 successo o il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *) -1}), nel
4436 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4438 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4440 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4441 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4442 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4443 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4444 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4445 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4446 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4452 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4453 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4454 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4455 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4456 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4457 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4458 Il solo valore utilizzato è \constd{MREMAP\_MAYMOVE} che consente di eseguire
4459 l'espansione anche quando non è possibile utilizzare il precedente
4460 indirizzo. Per questo motivo, se si è usato questo flag, la funzione può
4461 restituire un indirizzo della nuova zona di memoria che non è detto coincida
4462 con \param{old\_address}.
4464 La funzione si appoggia al sistema della memoria virtuale per modificare
4465 l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo e le pagine di memoria,
4466 modificando i dati direttamente nella \textit{page table} del processo. Come
4467 per \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine
4468 di memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così
4469 di implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4471 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4472 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4473 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4474 Esistono però delle applicazioni (in particolare la tecnica è usata dai
4475 database o dai programmi che realizzano macchine virtuali) in cui è utile
4476 poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4478 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4479 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4480 in sequenza non lineare (ed in effetti è quello che veniva fatto anche con
4481 Linux prima che fossero introdotte queste estensioni) ma questo approccio ha
4482 delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni. Infatti per
4483 ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella \textit{page table}
4484 del processo una nuova area di memoria virtuale, quella che nel gergo del
4485 kernel viene chiamata VMA (\textit{virtual memory area}, che corrisponda alla
4486 mappatura, in modo che questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi
4487 come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4489 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse (si può arrivare
4490 anche a centinaia di migliaia) per realizzare a mano una mappatura non-lineare
4491 esso vedrà un accrescimento eccessivo della sua \textit{page table}, e lo
4492 stesso accadrà per tutti gli altri processi che utilizzano questa tecnica. In
4493 situazioni in cui le applicazioni hanno queste esigenze si avranno delle
4494 prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà impiegare molte risorse per
4495 mantenere i dati relativi al \textit{memory mapping}, sia in termini di
4496 memoria interna per i dati delle \textit{page table}, che di CPU per il loro
4499 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4500 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4501 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4502 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura iniziale, e
4503 quindi una sola \textit{virtual memory area} nella \textit{page table} del
4504 processo, e poi rimappare a piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò
4505 è possibile grazie ad una nuova \textit{system call},
4506 \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4510 \fdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4511 ssize\_t pgoff, int flags)}
4512 \fdesc{Rimappa non linearmente un \textit{memory mapping}.}
4515 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4516 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4518 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4519 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4520 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4523 nel loro significato generico.}
4526 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4527 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4528 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi si
4529 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4530 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4531 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4534 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4535 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4536 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4537 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4538 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4539 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4540 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4541 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4543 \itindbeg{prefaulting}
4545 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4546 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4547 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4548 del \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto per migliorare le
4549 prestazioni in certe condizioni di utilizzo del \textit{memory mapping}.
4551 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4552 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della memoria virtuale
4553 è quello per cui la regione mappata viene aggiunta alla \textit{page table}
4554 del processo, ma i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4555 \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla memoria) soltanto in
4556 corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine interessate dal
4557 \textit{memory mapping}.
4559 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4560 pagina alla volta con un gran numero di \textit{page fault}, chiaramente se si
4561 sa in anticipo che il file verrà utilizzato immediatamente, è molto più
4562 efficiente eseguire un \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria
4563 interessate alla mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta,
4564 questo comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4565 \const{MAP\_POPULATE}.
4567 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4568 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4569 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \textit{prefaulting} più limitato
4570 in cui vengono popolate solo le pagine della mappatura che già si trovano
4571 nella cache del kernel.\footnote{questo può essere utile per il linker
4572 dinamico, in particolare quando viene effettuato il \textit{prelink} delle
4575 \itindend{prefaulting}
4577 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4578 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4579 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4580 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4581 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4582 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4584 \itindend{memory~mapping}
4586 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4587 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4588 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4589 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4590 kernel delle indicazioni su come un processo intende accedere ad un segmento
4591 di memoria, anche al di là delle mappature dei file, così che possano essere
4592 adottate le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4596 \fdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4597 \fdesc{Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un segmento di memoria.}
4600 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4601 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4603 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4604 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4605 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4606 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4607 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise o si è usato
4608 \const{MADV\_MERGEABLE} o \const{MADV\_UNMERGEABLE} ma il kernel non è
4609 stato compilato per il relativo supporto.
4610 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4611 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4612 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4613 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4614 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4617 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS} nel loro significato generico.}
4620 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4621 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4622 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4623 mentre \param{length} deve essere un numero positivo; la versione di Linux
4624 consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una parte
4625 dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4626 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4629 L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice} che deve essere
4630 specificato con uno dei valori riportati in
4631 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}; si tenga presente che i valori indicati
4632 nella seconda parte della tabella sono specifici di Linux e non sono previsti
4633 dallo standard POSIX.1b. La funzione non ha, tranne il caso di
4634 \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto sul comportamento di un programma, ma
4635 può influenzarne le prestazioni fornendo al kernel indicazioni sulle esigenze
4636 dello stesso, così che sia possibile scegliere le opportune strategie per la
4637 gestione del \textit{read-ahead} (vedi sez.~\ref{sec:file_fadvise}) e del
4643 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4645 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4648 \constd{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4649 futuro, pertanto le pagine possono essere
4650 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4651 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4652 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4653 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4654 \constd{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4655 di default usato quando non si è chiamato
4657 \constd{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4658 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4659 anticipata con il meccanismo del
4660 \textit{read-ahead} (vedi
4661 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4662 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4663 \constd{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4664 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4665 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4666 scartare immediatamente le pagine una volta che
4667 queste siano state lette.\\
4668 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4669 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4670 deve essere incentivata.\\
4672 \constd{MADV\_DONTDUMP}& esclude da un \textit{core dump} (vedi
4673 sez.~\ref{sec:sig_standard}) le pagine
4674 specificate, viene usato per evitare di scrivere
4675 su disco dati relativi a zone di memoria che si sa
4676 non essere utili in un \textit{core dump}.\\
4677 \constd{MADV\_DODUMP} & rimuove l'effetto della precedente
4678 \const{MADV\_DONTDUMP} (dal kernel 3.4).\\
4679 \constd{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4680 ereditato dal processo figlio dopo una
4681 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4682 meccanismo del \textit{copy on write} effettui la
4683 rilocazione delle pagine quando il padre scrive
4684 sull'area di memoria dopo la \func{fork}, cosa che
4685 può causare problemi per l'hardware che esegue
4686 operazioni in DMA su quelle pagine (dal kernel
4688 \constd{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4689 \const{MADV\_DONTFORK} (dal kernel 2.6.16).\\
4690 \constd{MADV\_HUGEPAGE}& abilita il meccanismo delle \textit{Transparent
4691 Huge Page} (vedi sez.~\ref{sec:huge_pages})
4692 sulla regione indicata; se questa è allineata
4693 alle relative dimensioni il kernel alloca
4694 direttamente delle \textit{huge page}; è
4695 utilizzabile solo con mappature anomime private
4696 (dal kernel 2.6.38).\\
4697 \constd{MADV\_NOHUGEPAGE}& impedisce che la regione indicata venga
4698 collassata in eventuali \textit{huge page} (dal
4700 \constd{MADV\_HWPOISON} &opzione ad uso di debug per verificare codice
4701 che debba gestire errori nella gestione della
4702 memoria; richiede una apposita opzione di
4703 compilazione del kernel, privilegi amministrativi
4704 (la capacità \const{CAP\_SYS\_ADMIN}) e provoca
4705 l'emissione di un segnale di \const{SIGBUS} dal
4706 programma chiamante e rimozione della mappatura
4707 (dal kernel 2.6.32).\\
4708 \constd{MADV\_SOFT\_OFFLINE}&opzione utilizzata per il debug del
4709 codice di verifica degli errori di gestione
4710 memoria, richiede una apposita opzione di
4711 compilazione (dal kernel 2.6.33).\\
4712 \constd{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile, indicazione
4713 principalmente ad uso dei sistemi di
4714 virtualizzazione\footnotemark (dal kernel
4716 \constd{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4717 relativo supporto sottostante; è supportato
4718 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4719 \textit{shmfs} se usato su altri tipi di
4720 filesystem causa un errore di \errcode{ENOSYS}
4721 (dal kernel 2.6.16).\\
4722 \constd{MADV\_UNMERGEABLE}& rimuove l'effetto della precedente
4723 \const{MADV\_MERGEABLE} (dal kernel 2.6.32). \\
4726 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4727 \label{tab:madvise_advice_values}
4730 % TODO aggiunta MADV_FREE dal kernel 4.5 (vedi http://lwn.net/Articles/590991/)
4731 % TODO aggiunta MADV_WIPEONFORK dal kernel 4.14 that causes the affected memory
4732 % region to appear to be full of zeros in the child process after a fork. It
4733 % differs from the existing MADV_DONTFORK in that the address range will
4734 % remain valid in the child (dalla notizia in
4735 % https://lwn.net/Articles/733256/).
4736 % TODO aggiunte MADV_COLD e MADV_PAGEOUT dal kernel 5.4, vedi
4737 % https://git.kernel.org/linus/9c276cc65a58 e
4738 % https://git.kernel.org/linus/1a4e58cce84e
4739 % TODO: aggiunte MADV_POPULATE_READ e MADV_POPULATE_WRITE (vedi
4740 % https://lwn.net/Articles/861695/)
4742 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4743 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4744 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4745 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4746 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4747 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4748 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4749 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4750 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4751 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}
4752 e la documentazione nei sorgenti del kernel
4753 (\texttt{Documentation/vm/ksm.txt}).}
4756 A differenza da quanto specificato nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso
4757 di \func{madvise} è a scopo puramente indicativo, Linux considera queste
4758 richieste come imperative, per cui ritorna un errore qualora non possa
4759 soddisfarle; questo comportamento differisce da quanto specificato nello
4762 Nello standard POSIX.1-2001 è prevista una ulteriore funzione
4763 \funcd{posix\_madvise} che su Linux viene reimplementata utilizzando
4764 \func{madvise}; il suo prototipo è:
4768 \fdecl{int posix\_madvise(void *start, size\_t lenght, int advice)}
4769 \fdesc{Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un segmento di memoria.}
4772 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo ed un valore positivo per un
4773 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4775 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4776 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4778 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono nello spazio di
4779 indirizzi del processo.
4784 Gli argomenti \param{start} e \param{lenght} hanno lo stesso identico
4785 significato degli analoghi di \func{madvise}, a cui si rimanda per la loro
4786 descrizione ma a differenza di quanto indicato dallo standard per questa
4787 funzione, su Linux un valore nullo di \param{len} è consentito.
4792 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
4794 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4797 \constd{POSIX\_MADV\_DONTNEED}& analogo a \const{MADV\_DONTNEED}.\\
4798 \constd{POSIX\_MADV\_NORMAL} & identico a \const{MADV\_NORMAL}.\\
4799 \constd{POSIX\_MADV\_RANDOM} & identico a \const{MADV\_RANDOM}.\\
4800 \constd{POSIX\_MADV\_SEQUENTIAL}& identico a \const{MADV\_SEQUENTIAL}.\\
4801 \constd{POSIX\_MADV\_WILLNEED}& identico a \const{MADV\_WILLNEED}.\\
4804 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{posix\_madvise}.}
4805 \label{tab:posix_madvise_advice_values}
4809 L'argomento \param{advice} invece può assumere solo i valori indicati in
4810 tab.~\ref{tab:posix_madvise_advice_values}, che riflettono gli analoghi di
4811 \func{madvise}, con lo stesso effetto per tutti tranne
4812 \const{POSIX\_MADV\_DONTNEED}. Infatti a partire dalla \acr{glibc} 2.6
4813 \const{POSIX\_MADV\_DONTNEED} viene ignorato, in quanto l'uso del
4814 corrispondente \const{MADV\_DONTNEED} di \func{madvise} ha, per la semantica
4815 imperativa, l'effetto immediato di far liberare le pagine da parte del kernel,
4816 che viene considerato distruttivo.
4820 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4821 \label{sec:file_multiple_io}
4823 Una seconda modalità di I/O diversa da quella ordinaria è il cosiddetto
4824 \textsl{I/O vettorizzato}, che nasce per rispondere al caso abbastanza comune
4825 in cui ci si trova nell'esigenza di dover eseguire una serie multipla di
4826 operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di vari buffer. Un
4827 esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di una struttura ed
4828 essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché l'operazione sia
4829 facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di chiamate a \func{read}
4830 e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità
4831 delle operazioni di lettura e scrittura rispetto all'esecuzione del programma.
4833 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4834 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4835 serie di letture da, o scritture su, una serie di buffer, quello che poi venne
4836 chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni di sistema sono
4837 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4838 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4839 relativi prototipi sono:
4844 \fdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4845 \fdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4846 \fdesc{Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.}
4849 {Le funzioni ritornano il numero di byte letti o scritti in caso di successo e
4850 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4852 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4853 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4855 più tutti i valori, con lo stesso significato, che possono risultare
4856 dalle condizioni di errore di \func{read} e \func{write}.
4861 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4862 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4863 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4864 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4865 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4867 \begin{figure}[!htb]
4868 \footnotesize \centering
4869 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4870 \includestruct{listati/iovec.h}
4873 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4875 \label{fig:file_iovec}
4878 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4879 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4880 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4881 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4882 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4883 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4884 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4885 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4886 specificati nel vettore \param{vector}.
4888 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4889 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4890 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4891 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4892 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4893 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4894 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4895 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4897 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usa la
4898 \acr{glibc} essa fornisce un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4899 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4900 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4901 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato in grado di
4902 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4903 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4905 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4906 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4907 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4908 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4909 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4910 corrispondenti a quanto aspettato.
4912 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4913 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4914 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4915 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4916 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4917 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4918 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4919 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4920 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4921 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4922 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4923 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4924 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4929 \fdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4931 \fdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4933 \fdesc{Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4934 posizione sul file.}
4937 { Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle corrispondenti
4938 \func{readv} e \func{writev} ed anche gli eventuali errori sono gli stessi,
4939 con in più quelli che si possono ottenere dalle possibili condizioni di
4940 errore di \func{lseek}.
4944 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4945 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4946 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4947 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4948 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4949 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4951 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali \textit{race
4952 condition} quando si deve eseguire la una operazione di lettura e scrittura
4953 vettorizzata a partire da una certa posizione su un file, mentre al contempo
4954 si possono avere in concorrenza processi che utilizzano lo stesso file
4955 descriptor (si ricordi quanto visto in sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle
4956 chiamate a \func{lseek}.
4958 % TODO trattare preadv2() e pwritev2(), introdotte con il kernel 4.6, vedi
4959 % http://lwn.net/Articles/670231/ ed il flag RWF_HIPRI, anche l'aggiunta del
4960 % flag RWF_APPEND a pwritev2 con il kernel 4.16, vedi
4961 % https://lwn.net/Articles/746129/
4964 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4966 \label{sec:file_sendfile_splice}
4968 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4969 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4970 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4971 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4973 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4974 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4975 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4976 \textit{kernel space} a \textit{user space} e all'indietro, quando in realtà
4977 potrebbe essere più efficiente mantenere tutto in \textit{kernel
4978 space}. Tratteremo in questa sezione alcune funzioni specialistiche che
4979 permettono di ottimizzare le prestazioni in questo tipo di situazioni.
4981 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4982 fra due file descriptor è \func{sendfile}.\footnote{la funzione è stata
4983 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalla \acr{glibc}
4984 2.1.} La funzione è presente in diverse versioni di Unix (la si ritrova ad
4985 esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix) ma non è presente né in POSIX.1-2001
4986 né in altri standard (pertanto si eviti di utilizzarla se si devono scrivere
4987 programmi portabili) per cui per essa vengono utilizzati prototipi e
4988 semantiche differenti. Nel caso di Linux il prototipo di \funcd{sendfile} è:
4992 \fhead{sys/sendfile.h}
4993 \fdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4995 \fdesc{Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.}
4998 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
4999 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5001 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
5002 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
5003 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
5004 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
5006 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
5007 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
5010 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT} nel loro significato
5014 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
5015 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}. In caso di successo la
5016 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
5017 \param{out\_fd} e come per le ordinarie \func{read} e \func{write} questo
5018 valore può essere inferiore a quanto richiesto con \param{count}.
5020 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
5021 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
5022 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
5023 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
5024 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
5025 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
5026 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
5027 letti da \param{in\_fd}.
5029 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione era utilizzabile su un qualunque
5030 file descriptor, e permetteva di sostituire la invocazione successiva di una
5031 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
5032 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si poteva diminuire il numero
5033 di chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da
5034 \textit{kernel space} a \textit{user space} e viceversa. La massima utilità
5035 della funzione si ottiene comunque per il trasferimento di dati da un file su
5036 disco ad un socket di rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro
5037 eseguito da un server web, ed infatti Apache ha una opzione per il supporto
5038 esplicito di questa funzione.} dato che in questo caso diventa possibile
5039 effettuare il trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla
5040 scheda di rete, senza neanche allocare un buffer nel kernel (il meccanismo è
5041 detto \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel,
5042 che si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA)
5043 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
5045 In seguito però ci si accorse che, fatta eccezione per il trasferimento
5046 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
5047 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
5048 \func{write}. Nel caso generico infatti il kernel deve comunque allocare un
5049 buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il guadagno
5050 ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non compensa le
5051 ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in \textit{user
5052 space} che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati, per
5053 cui in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
5054 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
5055 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
5056 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
5057 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
5058 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
5059 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
5060 casi l'uso di \func{sendfile} da luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
5062 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
5063 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
5064 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
5065 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
5066 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
5067 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
5068 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento. Comunque a
5069 partire dal kernel 2.6.33 la restrizione su \param{out\_fd} è stata rimossa e
5070 questo può essere un file qualunque, rimane però quella di non poter usare un
5071 socket per \param{in\_fd}.
5073 A partire dal kernel 2.6.17 come alternativa a \func{sendfile} è disponibile
5074 la nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo scopo di questa funzione è
5075 quello di fornire un meccanismo generico per il trasferimento di dati da o
5076 verso un file, utilizzando un buffer gestito internamente dal
5077 kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra semplicemente un
5078 ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}, nel senso che un trasferimento
5079 di dati fra due file con \func{sendfile} non sarebbe altro che la lettura
5080 degli stessi su un buffer seguita dalla relativa scrittura, cosa che in questo
5081 caso si dovrebbe eseguire con due chiamate a \func{splice}.
5083 In realtà le due \textit{system call} sono profondamente diverse nel loro
5084 meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel 2.6.23, dove
5085 \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di \func{splice}, pur
5086 mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'\textit{user space}.}
5087 \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a disposizione
5088 un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di dati; questo la
5089 rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue applicazioni,
5090 dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi specifici che
5091 nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui essa può essere
5092 effettivamente utilizzata.
5094 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
5095 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
5096 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
5097 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
5098 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
5099 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
5100 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
5101 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
5102 gestito interamente in \textit{kernel space}. In questo caso il cuore della
5103 funzione (e delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più
5104 avanti) è appunto l'uso di un buffer in \textit{kernel space}, e questo è
5105 anche quello che ne ha semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la
5106 gestione di un tale buffer è presente fin dagli albori di Unix per la
5107 realizzazione delle \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di
5108 vista concettuale allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia
5109 (rispetto alle \textit{pipe}) con cui utilizzare in \textit{user space}
5110 l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
5112 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
5113 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
5114 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
5115 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
5116 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
5117 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione fornisce
5118 quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un buffer
5119 ad un file o viceversa; il prototipo di \funcd{splice}, accessibile solo dopo
5120 aver definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
5121 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
5122 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
5127 \fdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
5128 *off\_out, size\_t len, \\
5129 \phantom{long splice(}unsigned int flags)}
5130 \fdesc{Trasferisce dati da un file verso una \textit{pipe} o viceversa.}
5133 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
5134 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5136 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
5137 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
5138 aperti in lettura o scrittura.
5139 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
5140 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una \textit{pipe},
5142 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
5143 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
5145 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5147 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
5148 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
5154 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
5155 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
5156 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere qualunque, questo
5157 significa che può essere, oltre che un file di dati, anche un altra
5158 \textit{pipe}, o un socket. Come accennato una \textit{pipe} non è altro che
5159 un buffer in \textit{kernel space}, per cui a seconda che essa sia usata
5160 per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la copia dei dati
5161 dal buffer al file o viceversa.
5163 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
5164 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
5165 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
5166 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
5167 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
5168 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
5169 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
5170 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
5171 il suddetto file in modalità non bloccante).
5173 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
5174 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
5175 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
5176 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
5177 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
5178 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
5179 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
5180 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
5181 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
5182 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
5183 specificato come valore non nullo.
5185 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
5186 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
5187 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
5188 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
5189 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
5190 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
5191 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
5196 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5198 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5201 \constd{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
5202 di memoria contenenti i dati invece di
5203 copiarle: per una maggiore efficienza
5204 \func{splice} usa quando possibile i
5205 meccanismi della memoria virtuale per
5206 eseguire i trasferimenti di dati. In maniera
5207 analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non
5208 possano essere spostate dalla \textit{pipe} o
5209 il buffer non corrisponda a pagine intere
5210 esse saranno comunque copiate. Viene usato
5211 soltanto da \func{splice}.\\
5212 \constd{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
5213 bloccante; questo flag influisce solo sulle
5214 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
5215 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
5216 questo significa che la funzione potrà
5217 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
5218 file descriptor (a meno che anch'essi non
5219 siano stati aperti in modalità non
5221 \constd{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
5222 ulteriori dati in una \func{splice}
5223 successiva, questo è un suggerimento utile
5224 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
5225 socket. Questa opzione consente di utilizzare
5226 delle opzioni di gestione dei socket che
5227 permettono di ottimizzare le trasmissioni via
5228 rete (si veda la descrizione di
5229 \const{TCP\_CORK} in
5230 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella
5231 di \const{MSG\_MORE} in
5232 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}). Attualmente
5233 viene usato solo da \func{splice}, potrà essere
5234 implementato in futuro anche per
5235 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
5236 \constd{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
5237 ``\textsl{donate}'' al kernel; questo
5238 significa che la cache delle pagine e i dati
5239 su disco potranno differire, e che
5240 l'applicazione non potrà modificare
5241 quest'area di memoria.
5242 Se impostato una seguente \func{splice} che
5243 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
5244 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
5245 essere copiate; per usare questa opzione i
5246 dati dovranno essere opportunamente allineati
5247 in posizione ed in dimensione alle pagine di
5248 memoria. Viene usato soltanto da
5252 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
5253 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
5255 \label{tab:splice_flag}
5259 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
5260 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
5261 su un altro senza utilizzare buffer in \textit{user space}. Lo scopo del
5262 programma è quello di eseguire la copia dei dati con \func{splice}, questo
5263 significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i dati
5264 dal file di ingresso e poi per scriverli su quello di uscita, appoggiandosi ad
5265 una \textit{pipe}: lo schema del flusso dei dati è illustrato in
5266 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
5270 \includegraphics[height=3.5cm]{img/splice_copy}
5271 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
5272 \label{fig:splicecp_data_flux}
5275 Il programma si chiama \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile
5276 coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale del programma, che non
5277 contiene la sezione di gestione delle opzioni, le funzioni di ausilio, le
5278 aperture dei file di ingresso e di uscita passati come argomenti e quella
5279 della \textit{pipe} intermedia, è riportato in fig.~\ref{fig:splice_example}.
5281 \begin{figure}[!htb]
5282 \footnotesize \centering
5283 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5284 \includecodesample{listati/splicecp.c}
5287 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
5289 \label{fig:splice_example}
5292 Il ciclo principale (\texttt{\small 13-38}) inizia con la lettura dal file
5293 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 14-15}), in questo
5294 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
5295 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe}. Il funzionamento
5296 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
5297 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5298 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5299 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer in \textit{kernel
5302 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5303 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5304 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5305 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5306 detto valore è nullo (\texttt{\small 16}) questo significa che si è giunti
5307 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5308 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5309 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 17-24}) c'è stato un
5310 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 16}) se questo è dovuto
5311 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5312 (\texttt{\small 21-23}).
5314 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5315 (\texttt{\small 25-37}); questo inizia (\texttt{\small 26-27}) con la
5316 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5317 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5318 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5319 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5320 del file di destinazione.
5322 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5323 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5324 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5325 (\texttt{\small 28-35}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5326 (\texttt{\small 37}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5327 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5328 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5329 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5330 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5331 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5332 presenti sul buffer.
5334 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5335 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5336 al posto della seconda, utilizzando un buffer in \textit{user space} per
5337 eseguire la copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario
5338 allocare nessun buffer e non si è trasferito nessun dato in \textit{user
5339 space}. Si noti anche come si sia usata la combinazione
5340 \texttt{SPLICE\_F\_MOVE | SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di
5341 \func{splice}, infatti anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi
5342 risultati, l'uso di questi flag, che si ricordi servono solo a dare
5343 suggerimenti al kernel, permette in genere di migliorare le prestazioni.
5345 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5346 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5347 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5348 trasferimento di dati attraverso un buffer in \textit{kernel space}; benché
5349 queste non attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5350 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5352 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5353 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5354 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5360 \fdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long nr\_segs,\\
5361 \phantom{long vmsplice(}unsigned int flags)}
5362 \fdesc{Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.}
5365 {La funzione ritorna il numero di byte trasferiti in caso di successo e $-1$
5366 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5368 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5369 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5370 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5371 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5372 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5378 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5379 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5380 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5381 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5382 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5383 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5384 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5385 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5386 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5387 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5388 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5389 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5391 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5392 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5393 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5394 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5395 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5396 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5397 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5398 eseguire una copia dei dati che contengono.
5400 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5401 suo nome all'omonimo comando in \textit{user space}, perché in analogia con
5402 questo permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su
5403 un'altra \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione
5404 dei dati su dei buffer in \textit{kernel space}, la funzione consente di
5405 eseguire una copia del contenuto del buffer stesso. Il prototipo di
5406 \funcd{tee} è il seguente:
5410 \fdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5412 \fdesc{Duplica i dati da una \textit{pipe} ad un'altra.}
5415 {La funzione ritorna restituisce il numero di byte copiati in caso di successo
5416 e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5418 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5419 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5420 stessa \textit{pipe}.
5421 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5427 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5428 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5429 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5430 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5431 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5432 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5433 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5434 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5435 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5436 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5437 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5438 funzione non bloccante.
5440 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5441 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5442 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della \textit{pipe} è
5443 stato chiuso; si tenga presente però che questo non avviene se si è impostato
5444 il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si avrebbe un errore
5445 di \errcode{EAGAIN}. Un esempio di realizzazione del comando \texttt{tee}
5446 usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella pagina di manuale e
5447 dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5448 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5449 dello \textit{standard input} sullo \textit{standard output} e su un file
5450 specificato come argomento, il codice completo si trova nel file
5451 \texttt{tee.c} dei sorgenti allegati alla guida.
5453 \begin{figure}[!htb]
5454 \footnotesize \centering
5455 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5456 \includecodesample{listati/tee.c}
5459 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5460 standard input sullo standard output e su un file.}
5461 \label{fig:tee_example}
5464 La prima parte del programma, che si è omessa per brevità, si cura
5465 semplicemente di controllare che sia stato fornito almeno un argomento (il
5466 nome del file su cui scrivere), di aprirlo e che sia lo standard input che lo
5467 standard output corrispondano ad una \textit{pipe}.
5469 Il ciclo principale (\texttt{\small 11-32}) inizia con la chiamata a
5470 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5471 (\texttt{\small 13}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5472 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5473 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5474 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 14}), se
5475 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5476 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 15-48}) o si stampa un messaggio
5477 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 18-21}).
5479 Una volta completata la copia dei dati sullo \textit{standard output} si
5480 possono estrarre dallo \textit{standard input} e scrivere sul file, di nuovo
5481 su usa un ciclo di scrittura (\texttt{\small 24-31}) in cui si ripete una
5482 chiamata a \func{splice} (\texttt{\small 25}) fintanto che non si sono scritti
5483 tutti i \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento
5484 è identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5485 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5487 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5488 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5489 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5490 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5491 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5492 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5493 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5494 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5495 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5496 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5497 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5498 copiati i puntatori.
5500 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5503 % TODO trattare qui copy_file_range (vedi http://lwn.net/Articles/659523/),
5504 % introdotta nel kernel 4.5, vedi anche https://lwn.net/Articles/846403/
5506 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5507 \label{sec:file_fadvise}
5509 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5510 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5511 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5512 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5513 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5514 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5516 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5517 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5518 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5519 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5520 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5521 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5522 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5525 \itindbeg{read-ahead}
5527 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5528 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead} (questa è una funzione
5529 specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve essere usata
5530 se si vogliono scrivere programmi portabili), che consente di richiedere una
5531 lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così che le seguenti
5532 operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto all'accesso al
5533 disco; il suo prototipo è:
5537 \fdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5538 \fdesc{Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.}
5541 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5542 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5544 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5545 valido o non è aperto in lettura.
5546 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5547 file che non supporta l'operazione (come una \textit{pipe} o un socket).
5552 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5553 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5554 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la memoria
5555 virtuale ed il meccanismo della paginazione per cui la lettura viene eseguita
5556 in blocchi corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori
5557 di \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5559 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che,
5560 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5561 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5562 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5563 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5564 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5565 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5566 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5567 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5569 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5570 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5571 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5572 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5573 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5574 nelle operazioni successive.
5576 \itindend{read-ahead}
5578 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5579 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise} (anche se
5580 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5581 nella revisione POSIX.1-2003 TC1) che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5582 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5583 porzione di un file, così che esso possa provvedere le opportune
5584 ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}\footnote{la funzione è
5585 stata introdotta su Linux solo a partire dal kernel 2.5.60, ed è disponibile
5586 soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad valore di
5587 almeno \texttt{600} o la macro \macro{\_POSIX\_C\_SOURCE} ad valore di
5588 almeno \texttt{200112L}.} è:
5593 \fdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5594 \fdesc{Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.}
5597 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5598 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5600 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5602 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5603 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5604 (come una \textit{pipe} o un socket).
5605 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una
5606 \textit{pipe} o un socket (ma su Linux viene restituito
5612 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5613 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5614 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5615 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del file, ma
5616 questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel 2.6.6 il valore
5617 nullo veniva interpretato letteralmente. Le modalità sono indicate
5618 dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori illustrati
5619 in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato degli
5620 analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5621 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5622 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5623 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5624 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5625 che utilizza semplicemente l'informazione.
5630 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5632 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5635 \constd{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5636 riguardo le modalità di accesso, il
5637 comportamento sarà identico a quello che si
5638 avrebbe senza nessun avviso.\\
5639 \constd{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5640 accedere ai dati specificati in maniera
5641 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5643 \constd{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5644 completamente causale.\\
5645 \constd{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5646 \constd{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5647 \constd{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5650 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5651 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5653 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5656 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5657 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5658 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5659 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5660 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5661 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5662 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5663 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5664 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5665 riportarsi al comportamento di default.
5667 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5668 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5669 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5670 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5671 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5672 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5673 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5674 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5675 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5677 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5678 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5679 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5680 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5681 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5682 nuovi dati utili; la pagina di manuale riporta l'esempio dello streaming di
5683 file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già inviati
5684 possono essere tranquillamente scartate.
5686 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5687 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5688 specifica per le operazioni di scrittura, \funcd{posix\_fallocate} (la
5689 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94), che consente di
5690 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
5691 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
5692 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
5696 \fdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5697 \fdesc{Richiede la allocazione di spazio disco per un file.}
5700 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e direttamente un codice di
5701 errore altrimenti, in tal caso \var{errno} non viene impostato, e si otterrà
5702 direttamente uno dei valori:
5704 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5705 valido o non è aperto in scrittura.
5706 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5708 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5709 la dimensione massima consentita per un file.
5710 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5712 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5714 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una \textit{pipe}.
5719 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5720 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5721 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5722 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5723 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5724 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5725 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5726 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5728 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5729 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5730 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura di una serie di zeri (usando
5731 \funcd{pwrite} per evitare spostamenti della posizione corrente sul file) per
5732 l'estensione di spazio necessaria qualora il file debba essere esteso o abbia
5733 dei buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e
5734 che l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5735 \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek}) senza una effettiva
5736 allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la modalità con cui la
5737 funzione veniva realizzata nella prima versione fornita dalla \acr{glibc}, per
5738 cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una standardizzazione delle
5739 modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5741 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5742 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5743 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5744 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5745 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5746 diventa effettivamente disponibile. Per poter fare tutto questo è però
5747 necessario il supporto da parte del kernel, e questo è divenuto disponibile
5748 solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è stata introdotta la nuova
5749 \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non è detto che la funzione
5750 sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio per XFS il supporto è
5751 stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.} che consente di
5752 realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione dello spazio
5753 disco così da poter realizzare una versione di \func{posix\_fallocate} con
5754 prestazioni molto più elevate; nella \acr{glibc} la nuova \textit{system call}
5755 viene sfruttata per la realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire
5756 dalla versione 2.10.
5758 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5759 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5760 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5761 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5762 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5763 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalla \acr{glibc} 2.10 è
5764 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5768 \fdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5769 \fdesc{Prealloca dello spazio disco per un file.}
5772 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
5773 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5775 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5776 valido aperto in scrittura.
5777 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5778 dimensioni massime di un file.
5779 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5780 minore o uguale a zero.
5781 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5783 \item[\errcode{EPERM}] il file è immutabile o \textit{append-only} (vedi
5784 sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
5785 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5786 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5787 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5788 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5790 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO} e \errval{ENOSPC} nel loro significato
5794 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5795 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5796 modalità di allocazione; se questo è nullo il comportamento è identico a
5797 quello di \func{posix\_fallocate} e si può considerare \func{fallocate} come
5798 l'implementazione ottimale della stessa a livello di kernel.
5800 Inizialmente l'unico altro valore possibile per \param{mode} era
5801 \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la dimensione del file
5802 (quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una struttura \struct{stat} dopo
5803 una chiamata a \texttt{fstat}) non venga modificata anche quando la somma
5804 di \param{offset} e \param{len} eccede la dimensione corrente, che serve
5805 quando si deve comunque preallocare dello spazio per scritture in append. In
5806 seguito sono stati introdotti altri valori, riassunti in
5807 tab.\ref{tab:fallocate_mode}, per compiere altre operazioni relative alla
5808 allocazione dello spazio disco dei file.
5813 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5815 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5818 \constd{FALLOC\_FL\_INSERT} & .\\
5819 \constd{FALLOC\_FL\_COLLAPSE\_RANGE}& .\\
5820 \constd{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} & Mantiene invariata la dimensione del
5821 file, pur allocando lo spazio disco anche
5822 oltre la dimensione corrente del file.\\
5823 \constd{FALLOC\_FL\_PUNCH\_HOLE}& Crea un \textsl{buco} nel file (vedi
5824 sez.~\ref{sec:file_lseek}) rendendolo una
5825 \textit{sparse file} (dal kernel
5827 \constd{FALLOC\_FL\_ZERO\_RANGE}& .\\
5830 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{mode} di
5832 \label{tab:fallocate_mode}
5835 In particolare con \const{FALLOC\_FL\_PUNCH\_HOLE} è possibile scartare il
5836 contenuto della sezione di file indicata da \param{offser} e \param{len},
5837 creando un \textsl{buco} (si ricordi quanto detto in
5838 sez.~\ref{sec:file_lseek}); i blocchi del file interamente contenuti
5839 nell'intervallo verranno disallocati, la parte di intervallo contenuta
5840 parzialmente in altri blocchi verrà riempita con zeri e la lettura dal file
5841 restituirà degli zeri per tutto l'intervallo indicato. In sostanza si rende il
5842 file uno \textit{sparse file} a posteriori.
5844 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5845 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5848 % TODO aggiungere FALLOC_FL_ZERO_RANGE e FALLOC_FL_COLLAPSE_RANGE, inseriti
5849 % nel kernel 3.15 (sul secondo vedi http://lwn.net/Articles/589260/), vedi
5850 % anche http://lwn.net/Articles/629965/
5852 % TODO aggiungere FALLOC_FL_INSERT vedi http://lwn.net/Articles/629965/
5854 % TODO aggiungere i file hints di fcntl (F_GET_RW_HINT e compagnia)
5855 % con RWH_WRITE_LIFE_EXTREME e RWH_WRITE_LIFE_SHORT aggiunte con
5856 % il kernel 4.13 (vedi https://lwn.net/Articles/727385/)
5858 \subsection{Altre funzionalità avanzate}
5859 \label{sec:file_seal_et_al}
5863 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5864 % http://lwn.net/Articles/432757/ (probabilmente da associare alle
5867 % TODO: trattare i file seal, vedi fcntl / F_ADD_SEAL e memfd_create
5869 % TODO: con il kernel 5.14 è stata introdotta la syscall memfd_secret, vedi
5870 % https://lwn.net/Articles/835342/ https://lwn.net/Articles/812325/
5871 % https://lwn.net/Articles/865256/
5872 % https://lwn.net/ml/linux-mm/20210729082900.1581359-1-rppt@kernel.org/ e
5873 % https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/commit/?id=1507f51255c9
5875 % TODO trattare qui ioctl_ficlonerange ?
5877 % TODO trattare qui close_range, vedi https://lwn.net/Articles/789023/
5878 % dal 5.11 aggiunto CLOSE_RANGE_CLOEXEC, https://lwn.net/Articles/837816/
5882 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5883 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5884 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5885 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5886 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5887 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5888 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5889 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5890 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5891 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5892 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5893 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5894 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5895 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5896 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5897 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5898 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5899 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5900 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5901 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5902 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5903 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5904 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5905 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5906 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5907 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5908 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5909 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5910 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5911 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5912 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5913 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5914 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5915 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5916 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5917 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5918 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5919 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5920 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5921 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5922 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5923 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5924 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5925 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5926 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5927 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5928 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5929 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5930 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5931 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5932 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5933 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5934 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5935 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5936 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5937 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5938 % LocalWords: message kill received means exit TLOCK ULOCK EPOLLWAKEUP
5941 %%% Local Variables:
5943 %%% TeX-master: "gapil"