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12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \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 \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
98 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
107 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
127 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
152 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
157 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
158 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
161 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
162 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
164 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
165 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
166 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
167 per \param{operation}.
168 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
170 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
171 specificato \const{LOCK\_NB}.
173 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
177 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
178 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
179 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
180 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
181 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
186 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
188 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
191 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
193 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
194 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
195 richiesta di un \textit{file lock}.\\
198 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
199 \label{tab:file_flock_operation}
202 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
203 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
204 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
205 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
206 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
207 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
208 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
210 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
211 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
212 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
213 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
214 facendo fallire la riacquisizione.
216 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
217 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
218 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
219 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
220 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
223 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
224 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
225 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
226 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
227 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
228 per entrambe le interfacce.
230 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
231 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
232 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
233 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
234 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
235 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
236 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
237 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
239 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
240 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
241 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
242 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
243 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
244 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
245 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
246 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
247 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
251 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
252 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
253 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
254 \label{fig:file_flock_struct}
257 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
258 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
259 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
260 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
261 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
262 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
263 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
264 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
265 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
266 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
267 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
268 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
270 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
271 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
272 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
273 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
274 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
275 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
276 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
277 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
278 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
280 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
281 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
282 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
283 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
284 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
285 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
286 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
287 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
288 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
289 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
290 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
293 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
294 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
295 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
296 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
297 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
298 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
299 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
300 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
301 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
302 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
305 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
306 \label{sec:file_posix_lock}
308 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
309 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
310 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
311 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
312 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
317 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
318 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
321 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
322 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
324 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
325 \textit{file lock} da parte di altri processi.
326 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
327 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
328 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
329 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
330 riconosca sempre questa situazione.
331 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
332 di poter acquisire un \textit{file lock}.
333 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
334 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
335 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
337 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
340 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
341 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
342 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
343 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
344 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
345 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
346 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
347 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
348 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
349 con un'altra regione bloccata.
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
354 \includestruct{listati/flock.h}
357 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
358 \textit{file locking}.}
359 \label{fig:struct_flock}
362 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
363 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
364 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
365 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
366 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
367 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
368 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
369 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
371 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
372 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
373 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
374 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
375 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
376 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
377 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
379 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
380 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
381 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
382 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
383 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
384 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
385 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
386 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
388 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
389 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
390 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
391 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
392 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
393 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
394 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
400 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
402 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
405 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
406 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
407 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
410 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
411 \label{tab:file_flock_type}
414 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
415 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
416 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
417 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
419 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
420 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
421 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
422 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
423 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
424 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
425 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
426 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
427 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
428 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
429 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
430 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
431 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
432 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
433 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
434 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
435 con un errore di \errcode{EINTR}.
438 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
439 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
440 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
441 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
442 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
443 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
444 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
445 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
446 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
447 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
448 per indicare quale è la regione bloccata.
450 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
451 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
452 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
453 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
454 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
455 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
456 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
457 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
458 stato effettivamente acquisito.
461 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
462 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
463 \label{fig:file_flock_dead}
466 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
467 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
468 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
469 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
470 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
471 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
472 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
473 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
474 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
475 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
476 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
477 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
478 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
481 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
482 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
483 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
484 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
485 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
486 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
487 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
488 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
489 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
490 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
491 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
492 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
493 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
494 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
495 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
499 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
500 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
501 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
502 \label{fig:file_posix_lock}
505 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
506 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
507 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
508 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
509 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
510 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
511 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
512 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
514 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
515 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
516 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
517 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
518 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
519 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
520 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
521 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
522 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
524 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
525 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
526 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
527 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
528 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
529 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
530 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
531 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
532 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
534 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
535 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
536 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
537 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
538 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
539 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
540 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
541 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
542 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
543 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
544 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
545 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
546 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
548 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
549 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
550 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
551 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
552 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
553 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
554 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
555 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
557 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
558 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
559 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
560 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
561 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
563 \begin{figure}[!htbp]
564 \footnotesize \centering
565 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
566 \includecodesample{listati/Flock.c}
569 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
570 \label{fig:file_flock_code}
573 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
574 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
575 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
576 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
577 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
579 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
580 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
581 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
582 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
583 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
584 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
585 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
586 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
587 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
588 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
589 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
590 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
593 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11-14}) che venga passato
594 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
595 15-18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
596 uscendo (\texttt{\small 20-23}) in caso di errore. A questo punto il
597 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
598 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
599 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
600 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
603 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25-34}) prima si
604 controlla (\texttt{\small 27-31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
605 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
606 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
607 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
608 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
609 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
610 immediate si prepara (\texttt{\small 36-40}) la struttura per il lock, e lo
611 si esegue (\texttt{\small 41}).
613 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
614 risultato uscendo (\texttt{\small 44-46}) in caso di errore, o stampando un
615 messaggio (\texttt{\small 47-49}) in caso di successo. Infine il programma si
616 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
617 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
618 tutti i blocchi vengono rilasciati.
620 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
621 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
622 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
625 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
629 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
630 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
631 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
632 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
633 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
634 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
637 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
638 Failed lock: Resource temporarily unavailable
641 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
642 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
643 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
644 del file con il comando:
647 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
648 Failed lock: Resource temporarily unavailable
651 se invece blocchiamo una regione con:
654 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
658 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
659 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
660 regioni si sovrappongono avremo che:
663 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
664 Failed lock: Resource temporarily unavailable
667 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
671 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
675 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
676 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
679 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
680 Failed lock: Resource temporarily unavailable
683 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
685 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
686 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
687 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
691 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
694 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
695 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
696 essere acquisito otterremo:
699 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
702 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
703 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
704 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
705 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
708 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
713 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
714 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
715 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
716 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
720 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
724 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
725 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
726 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
727 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
729 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
730 % \label{sec:file_lockf}
732 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
733 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
734 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
735 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
736 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
737 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
738 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
739 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
740 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
745 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
746 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
749 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
750 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
752 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
753 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
755 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
756 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
757 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
759 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
760 che hanno con \funcd{fcntl}.
764 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
765 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
766 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
767 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
768 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
769 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
770 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
771 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
772 ad un valore infinito positivo).
776 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
777 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
778 \label{fig:file_lockf_boundary}
781 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
782 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
783 consentiti sono i seguenti:
785 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
786 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
787 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
788 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
789 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
790 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
791 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
792 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
793 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
794 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
795 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
796 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
797 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
798 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
799 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
800 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
803 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
804 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
805 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
806 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
807 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
808 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
809 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
811 % TODO trattare i POSIX file-private lock introdotti con il 3.15,
812 % vedi http://lwn.net/Articles/586904/ correlato:
813 % http://www.samba.org/samba/news/articles/low_point/tale_two_stds_os2.html
815 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
816 \label{sec:file_mand_locking}
818 \itindbeg{mandatory~locking}
820 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
821 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
822 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
823 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
824 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
825 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
827 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
828 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} dei permessi dei
829 file. Se si ricorda quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso
830 viene di norma utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene
831 eseguito un programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del
832 permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza
833 permesso di esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory
834 locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In
835 questo modo una combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in
836 quanto senza significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del
837 \textit{mandatory locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare
838 quanto detto in sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit
839 \acr{sgid} viene cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su
840 un file, questo non vale quando esso viene utilizzato per attivare il
841 \textit{mandatory locking}.}
843 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
844 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
845 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
846 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
847 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
848 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
849 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
850 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
851 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
852 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
853 filesystem in fase di montaggio, specificando l'apposita opzione di
854 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione
855 \code{-o mand} per il comando omonimo.
857 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
858 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
859 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
860 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
863 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
864 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
865 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
866 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
867 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
868 direttamente il \textit{file locking}.
870 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
871 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
872 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
873 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
876 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
877 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
878 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
879 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
880 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
882 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
883 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
884 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
885 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
886 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
887 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
888 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
889 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
890 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
892 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
893 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
894 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
895 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
896 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
897 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
898 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
899 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
900 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
901 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
902 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
903 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
904 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
905 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
906 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
907 possibilità di modificare il file.
909 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
910 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
911 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
912 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
913 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
914 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
915 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
916 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
919 \itindend{file~locking}
921 \itindend{mandatory~locking}
924 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
925 \label{sec:file_multiplexing}
928 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
929 su molti file usando le funzioni illustrate in
930 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
931 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
932 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
933 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
934 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
938 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
939 \label{sec:file_noblocking}
941 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
942 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
943 che in certi casi le funzioni di I/O eseguite su un file descritor possono
944 bloccarsi indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i
945 quali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può
946 avvenire per alcuni \index{file!di~dispositivo} file di dispositivo, come ad
947 esempio una seriale o un terminale, o con l'uso di file descriptor collegati a
948 meccanismi di intercomunicazione come le \textit{pipe} (vedi
949 sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In
950 casi come questi ad esempio una operazione di lettura potrebbe bloccarsi se
951 non ci sono dati disponibili sul descrittore su cui la si sta effettuando.
953 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
954 ci si trova ad affrontare nella gestione delle operazioni di I/O: la necessità
955 di operare su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
956 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può
957 avvenire. Un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la
958 problematica in dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati
959 in ingresso prevenienti da vari client.
961 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
962 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
963 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
964 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
965 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
966 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi, quando la conclusione
967 dell'operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
968 ``\textsl{disponibile}'', si potrebbe addirittura arrivare ad un
969 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
971 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
972 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
973 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
974 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
975 di lettura o scrittura eseguite sul file che si sarebbero bloccate ritornano
976 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
977 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
978 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
979 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
980 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
981 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
982 che nella gran parte dei casi falliranno.
984 É appunto per superare questo problema è stato introdotto il concetto di
985 \textit{I/O multiplexing}, una nuova modalità per la gestione dell'I/O che
986 consente di tenere sotto controllo più file descriptor in contemporanea,
987 permettendo di bloccare un processo quando le operazioni di lettura o
988 scrittura non sono immediatamente effettuabili, e di riprenderne l'esecuzione
989 una volta che almeno una di quelle che erano state richieste diventi
990 possibile, in modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare
993 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
994 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
995 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
996 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
997 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
998 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
1001 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
1002 \label{sec:file_select}
1004 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1005 multiplexing} è stato BSD, con la funzione \funcd{select} che è apparsa in
1006 BSD4.2 ed è stata standardizzata in BSD4.4, in seguito è stata portata su
1007 tutti i sistemi che supportano i socket, compreso le varianti di System V ed
1008 inserita in POSIX.1-2001; il suo prototipo è:\footnote{l'header
1009 \texttt{sys/select.h} è stato introdotto con POSIX.1-2001, è ed presente con
1010 le \acr{glibc} a partire dalla versione 2.0, in precedenza, con le
1011 \acr{libc4} e le \acr{libc5}, occorreva includere \texttt{sys/time.h},
1012 \texttt{sys/types.h} e \texttt{unistd.h}.}
1015 \fhead{sys/select.h}
1016 \fdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1018 \phantom{int select(}struct timeval *timeout)}
1019 \fdesc{Attende che uno fra i file descriptor degli insiemi specificati diventi
1022 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1023 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1025 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor non valido
1026 (chiuso o con errori) in uno degli insiemi.
1027 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1028 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1029 o un valore non valido per \param{timeout}.
1031 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.}
1034 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1035 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1036 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1037 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1040 \itindbeg{file~descriptor~set}
1042 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1043 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1044 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1045 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1046 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1047 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1048 opportune macro di preprocessore:
1053 \fhead{sys/select.h}
1054 \fdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1055 \fdesc{Inizializza l'insieme (vuoto).}
1056 \fdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1057 \fdesc{Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.}
1058 \fdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1059 \fdesc{Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.}
1060 \fdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1061 \fdesc{Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.}
1066 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1067 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1068 al limite per il numero massimo di file aperti (ad esempio in Linux, fino alla
1069 serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo), ma da quando, nelle
1070 versioni più recenti del kernel, questo limite è stato rimosso, esso indica le
1071 dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file descriptor set}, ed il
1072 suo valore, secondo lo standard POSIX 1003.1-2001, è definito in
1073 \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.
1075 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1076 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1077 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili. Allo stesso modo
1078 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1079 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1081 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1082 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1083 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1084 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1085 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
1086 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1087 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni come i
1088 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, (vedi
1089 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1091 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1092 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente, la funzione richiede di
1093 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1094 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1095 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1096 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1097 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno. Si ricordi infatti che
1098 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1099 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo,
1100 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore comune.
1102 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con il puntatore ad una struttura
1103 di tipo \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un
1104 tempo massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a
1105 \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un
1106 tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a
1107 zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file
1108 descriptor, e così può essere utilizzata eseguire il \itindex{polling}
1109 \textit{polling} su un gruppo di file descriptor. Usare questo argomento con
1110 tutti i \textit{file descriptor set} vuoti è un modo portabile, disponibile
1111 anche su sistemi in cui non sono disponibili le funzioni avanzate di
1112 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, per tenere un processo in stato di
1113 \textit{sleep} con precisioni inferiori al secondo.
1115 In caso di successo la funzione restituisce il numero di file descriptor
1116 pronti, seguendo il comportamento previsto dallo standard
1117 POSIX.1-2001,\footnote{si tenga però presente che esistono alcune versioni di
1118 Unix che non si comportano in questo modo, restituendo un valore positivo
1119 generico.} e ciascun insieme viene sovrascritto per indicare quali sono i
1120 file descriptor pronti per le operazioni ad esso relative, in modo da poterli
1121 controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece scade il tempo indicato
1122 da \param{timout} viene restituito un valore nullo e i \textit{file descriptor
1123 set} non vengono modificati. In caso di errore la funzione restituisce $-1$, i
1124 valori dei tre insiemi e di \param{timeout} sono indefiniti e non si può fare
1125 nessun affidamento sul loro contenuto; nelle versioni più recenti della
1126 funzione invece i \textit{file descriptor set} non vengono modificati anche in
1129 Si tenga presente infine che su Linux, in caso di programmazione
1130 \textit{multithread} se un file descriptor viene chiuso in un altro
1131 \textit{thread} rispetto a quello in cui si sta usando \func{select}, questa
1132 non subisce nessun effetto. In altre varianti di sistemi unix-like invece
1133 \func{select} ritorna indicando che il file descriptor è pronto, con
1134 conseguente possibile errore nel caso lo si usi senza che sia stato
1135 riaperto. Lo standard non prevede niente al riguardo e non si deve dare per
1136 assunto nessuno dei due comportamenti se si vogliono scrivere programmi
1140 \itindend{file~descriptor~set}
1142 Una volta ritornata la funzione, si potrà controllare quali sono i file
1143 descriptor pronti, ed operare su di essi. Si tenga presente però che
1144 \func{select} fornisce solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni in
1145 cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file descriptor è
1146 pronto, ma l'esecuzione di una operazione di I/O si bloccherebbe: ad esempio
1147 con Linux questo avviene quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono
1148 scartati perché corrotti (ma sono possibili pure altri casi); in tal caso pur
1149 risultando il relativo file descriptor pronto in lettura una successiva
1150 esecuzione di una \func{read} si bloccherebbe. Per questo motivo quando si usa
1151 l'\textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso delle funzioni di
1152 lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1154 Su Linux quando la \textit{system call} \func{select} viene interrotta da un
1155 segnale modifica il valore nella struttura puntata da \param{timeout},
1156 impostandolo al tempo restante. In tal caso infatti si ha un errore di
1157 \errcode{EINTR} ed occorre rilanciare la funzione per proseguire l'attesa, ed
1158 in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
1159 rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia quando si usa codice
1160 scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi
1161 scritti per altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e
1162 ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere questa caratteristica è
1163 disponibile nei sistemi che derivano da System V e non è disponibile per
1164 quelli che derivano da BSD; lo standard POSIX.1-2001 non permette questo
1165 comportamento e per questo motivo le \acr{glibc} nascondono il comportamento
1166 passando alla \textit{system call} una copia dell'argomento \param{timeout}.
1168 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1169 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1170 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1171 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1172 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1173 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1174 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1176 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1177 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1178 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1179 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1180 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1181 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1183 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1184 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1185 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1186 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1187 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1188 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1189 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1190 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1191 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1192 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1193 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1194 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1195 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1196 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1199 \fhead{sys/select.h}
1200 \fdecl{int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds,
1201 fd\_set *exceptfds, \\
1202 \phantom{int pselect(}struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1203 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1206 {La funzione ritorna il numero (anche nullo) di file descriptor che sono
1207 attivi in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
1208 assumerà uno dei valori:
1210 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1212 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1213 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1214 o un valore non valido per \param{timeout}.
1216 ed inoltre \errval{ENOMEM} nel suo significato generico.
1220 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1221 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1222 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1223 caso di interruzione. In realtà anche in questo caso la \textit{system call}
1224 di Linux aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1225 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1226 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che
1227 richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.
1229 Rispetto a \func{select} la nuova funzione prende un argomento
1230 aggiuntivo \param{sigmask}, un puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali}
1231 maschera di segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). Nell'esecuzione la
1232 maschera dei segnali corrente viene sostituita da quella così indicata
1233 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e viene poi ripristinata al ritorno
1234 della funzione. L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di
1235 prevenire possibili \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando
1236 oltre alla presenza di dati sui file descriptor come nella \func{select}
1237 ordinaria, ci si deve porre in attesa anche dell'arrivo di un segnale.
1239 Come abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_example} la tecnica classica per
1240 rilevare l'arrivo di un segnale è quella di utilizzare il gestore per
1241 impostare una \index{variabili!globali} variabile globale e controllare questa
1242 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in quell'occasione come
1243 questo lasci spazio a possibili \itindex{race~condition} \textit{race
1244 condition}, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1245 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1246 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1247 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1249 Nel nostro caso il problema si pone quando, oltre al segnale, si devono tenere
1250 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1251 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1252 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1253 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1254 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1255 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1256 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1257 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1259 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1260 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1261 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1262 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1263 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1264 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1265 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1266 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1267 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una \textit{pipe} (vedi
1268 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1269 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1270 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1271 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1272 comunque dalla presenza di dati sulla \textit{pipe}.} ribloccandolo non
1273 appena essa ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto
1275 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1276 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1277 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1278 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1281 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1282 \label{sec:file_poll}
1284 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1285 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta una
1286 interfaccia completamente diversa, basata sulla funzione di sistema
1287 \funcd{poll},\footnote{la funzione è prevista dallo standard XPG4, ed è stata
1288 introdotta in Linux come system call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita
1289 nelle \acr{libc} 5.4.28, originariamente l'argomento \param{nfds} era di
1290 tipo \ctyp{unsigned int}, la funzione è stata inserita nello standard
1291 POSIX.1-2001 in cui è stato introdotto il tipo nativo \type{nfds\_t}.} il
1296 \fdecl{int poll(struct pollfd *ufds, nfds\_t nfds, int timeout)}
1297 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1301 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1302 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1304 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1306 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1307 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1308 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1310 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.}
1313 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1314 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1315 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1316 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1317 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1318 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1319 immediato, e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1320 \textsl{non-bloccante}.
1322 \begin{figure}[!htb]
1323 \footnotesize \centering
1324 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1325 \includestruct{listati/pollfd.h}
1328 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1329 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1330 \label{fig:file_pollfd}
1333 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1334 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1335 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1336 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1337 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1338 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1339 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1342 Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente struttura sarà
1343 ignorata da \func{poll} ed il campo \var{revents} verrà azzerato, questo
1344 consente di eliminare temporaneamente un file descriptor dalla lista senza
1345 dover modificare il vettore \param{ufds}. Dato che i dati in ingresso sono del
1346 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1347 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1348 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1350 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1351 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportate in
1352 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1353 suddivise in tre gruppi principali, nel primo gruppo si sono indicati i bit
1354 utilizzati per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per
1355 l'attività in uscita, infine il terzo gruppo contiene dei valori che vengono
1356 utilizzati solo nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di
1362 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1364 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1367 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1368 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1369 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1370 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1373 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1374 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1375 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1377 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1378 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1379 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1380 socket.\footnotemark\\
1381 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1383 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1386 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1387 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1388 \label{tab:file_pollfd_flags}
1391 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1392 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1393 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1394 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1395 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1396 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1398 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1399 compatibilità con l'implementazione di System V che usa i cosiddetti
1400 ``\textit{stream}''. Si tratta di una interfaccia specifica di SysV non
1401 presente in Linux, che non ha nulla a che fare con gli \textit{stream} delle
1402 librerie standard del C visti in sez.~\ref{sec:file_stream}. Da essa derivano
1403 i nomi di alcune costanti poiché per quegli \textit{stream} sono definite tre
1404 classi di dati: \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In
1405 Linux la distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band}
1406 dei socket (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come
1407 \func{poll} reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1408 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1410 Le costanti relative ai diversi tipi di dati normali e prioritari che fanno
1411 riferimento alle implementazioni in stile System V sono \const{POLLRDNORM},
1412 \const{POLLWRNORM}, \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND}. Le prime due sono
1413 equivalenti rispettivamente a \const{POLLIN} e \const{POLLOUT},
1414 \const{POLLRDBAND} non viene praticamente mai usata su Linux mentre
1415 \const{POLLWRBAND} ha senso solo sui socket. In ogni caso queste costanti sono
1416 utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1417 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.
1419 In caso di successo \func{poll} ritorna restituendo il numero di file (un
1420 valore positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa
1421 richieste o per i quali si è verificato un errore, avvalorando i relativi bit
1422 di \var{revents}. In caso di errori sui file vengono utilizzati i valori della
1423 terza sezione di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} che hanno significato solo
1424 per \var{revents} (se specificati in \var{events} vengono ignorati). Un valore
1425 di ritorno nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore
1426 negativo indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al
1427 solito tramite \var{errno}.
1429 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1430 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1431 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1432 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1433 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1434 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1435 dal loro valore. Infatti, anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1436 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1437 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto ci
1438 si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di memoria.
1440 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1441 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1442 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1443 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1444 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1447 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1448 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1449 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1450 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1451 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1453 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1454 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1455 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1456 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1461 \fdecl{int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds,
1462 const struct timespec *timeout, \\
1463 \phantom{int ppoll(}const sigset\_t *sigmask)}
1465 \fdesc{Attende un cambiamento di stato su un insieme di file descriptor.}
1468 {La funzione ritorna il numero di file descriptor con attività in caso di
1469 successo, $0$ se c'è stato un timeout e $-1$ per un errore, nel qual caso
1470 \var{errno} assumerà uno dei valori:
1472 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1474 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1475 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1476 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1478 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM} nel loro significato generico.
1482 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1483 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1484 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1485 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1486 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1487 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1488 del seguente codice:
1489 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1491 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1492 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1493 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1494 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la
1495 \textit{system call} che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione
1496 viene interrotta da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come
1497 per \func{pselect} la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera
1498 questo comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout} anche se
1499 in questo caso non esiste nessuno standard che richieda questo comportamento.
1501 Infine anche per \func{poll} e \func{ppoll} valgono le considerazioni relative
1502 alla possibilità di avere delle notificazione spurie della disponibilita di
1503 accesso ai file descriptor illustrate per \func{select} in
1504 sez.~\ref{sec:file_select}, che non staremo a ripetere qui.
1506 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1507 \label{sec:file_epoll}
1511 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1512 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1513 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1514 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1515 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1516 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1517 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1518 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1519 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1521 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1522 eventi al secondo (il caso classico è quello di un server web di un sito con
1523 molti accessi) l'uso di \func{poll} comporta la necessità di trasferire avanti
1524 ed indietro da \textit{user space} a \textit{kernel space} una lunga lista di
1525 strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1526 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1527 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1528 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1529 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1530 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1531 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1533 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1534 specialistiche (come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue} in BSD)
1535 il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le informazioni
1536 relative ai file descriptor osservati che presentano una attività, evitando
1537 così le problematiche appena illustrate. In genere queste prevedono che si
1538 registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto osservazione, e
1539 forniscono un meccanismo che notifica quali di questi presentano attività.
1541 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1542 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1543 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1544 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1545 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1546 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1547 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1548 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1549 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1550 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1551 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1552 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1555 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1556 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1557 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1558 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1559 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1560 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1561 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1562 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1563 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1565 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1566 servizio è chiamata \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da
1567 Davide Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44,
1568 ma la sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66, il supporto
1569 è stato aggiunto nelle \acr{glibc} a partire dalla versione 2.3.2.} anche se
1570 sono state in discussione altre interfacce con le quali effettuare lo stesso
1571 tipo di operazioni; \textit{epoll} è in grado di operare sia in modalità
1572 \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1574 La prima versione di \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file
1575 di dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1576 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia ma poi si è passati all'uso di
1577 apposite \textit{system call}. Il primo passo per usare l'interfaccia di
1578 \textit{epoll} è pertanto quello ottenere detto file descriptor chiamando una
1579 delle due funzioni di sistema \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},
1580 i cui prototipi sono:
1584 \fdecl{int epoll\_create(int size)}
1585 \fdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1587 \fdesc{Apre un file descriptor per \textit{epoll}.}
1589 {Le funzioni ritornano un file descriptor per \textit{epoll} in caso di
1590 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1593 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1594 positivo o non valido per \param{flags}.
1595 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1596 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1597 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1598 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1600 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1606 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor, detto anche
1607 \textit{epoll descriptor}; si tratta di un file descriptor speciale (per cui
1608 \func{read} e \func{write} non sono supportate) che viene associato alla
1609 infrastruttura utilizzata dal kernel per gestire la notifica degli eventi, e
1610 che può a sua volta essere messo sotto osservazione con una chiamata a
1611 \func{select}, \func{poll} o \func{epoll\_ctl}; in tal caso risulterà pronto
1612 quando saranno disponibili eventi da notificare riguardo i file descriptor da
1613 lui osservati.\footnote{è anche possibile inviarlo ad un altro processo
1614 attraverso un socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}) ma
1615 l'operazione non ha alcun senso dato che il nuovo processo non avrà a
1616 disposizione le copie dei file descriptor messe sotto osservazione tramite
1617 esso.} Una volta che se ne sia terminato l'uso si potranno rilasciare tutte
1618 le risorse allocate chiudendolo semplicemente con \func{close}.
1620 Nel caso di \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare
1621 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1622 controllo, e costituiva solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di
1623 risorse sufficienti, non un valore massimo, ma a partire dal kernel 2.6.8 esso
1624 viene totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.
1626 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata introdotta
1627 come estensione della precedente (è disponibile solo a partire dal kernel
1628 2.6.27) per poter passare dei flag di controllo come maschera binaria in fase
1629 di creazione del file descriptor. Al momento l'unico valore legale
1630 per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC}, che consente di
1631 impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1632 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si è trattato il significato
1633 di \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1634 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1636 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1637 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1638 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione di sistema
1639 dell'interfaccia, \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1643 \fdecl{int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1645 \fdesc{Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.}
1648 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1649 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1651 \item[\errcode{EBADF}] i file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1653 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1654 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1655 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1656 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1657 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1658 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1659 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1660 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1661 l'operazione richiesta.
1662 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1663 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1664 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1665 \item[\errcode{EPERM}] il file associato a \param{fd} non supporta l'uso di
1671 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1672 \textit{epoll}, \param{epfd}, che indica quale istanza di \textit{epoll} usare
1673 e deve pertanto essere stato ottenuto in precedenza con una chiamata a
1674 \func{epoll\_create} o \func{epoll\_create1}. L'argomento \param{fd} indica
1675 invece il file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo
1676 può essere un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche
1677 un altro file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1679 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1680 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1681 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1682 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1683 delle operazioni cui fanno riferimento.
1688 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1690 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1693 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1694 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1695 controllati tramite \param{epfd}, in
1696 \param{event} devono essere specificate le
1697 modalità di osservazione.\\
1698 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1699 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1701 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1702 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1705 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1706 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1707 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1710 % era stata aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE in previsione del kernel 3.7, vedi
1711 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1712 % ma non è mai stata inserita.
1714 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1715 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo utilizzando una serie
1716 di chiamate a \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è
1717 che queste chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor,
1718 incorrendo in una perdita di prestazioni qualora il numero di file
1719 descriptor sia molto grande; per questo è stato proposto di introdurre come
1720 estensione una funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con
1721 una sola chiamata le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso
1722 di \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1723 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1724 osservazione. Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file
1725 descriptor lo si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1726 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1728 Anche se è possibile tenere sotto controllo lo stesso file descriptor in due
1729 istanze distinte di \textit{epoll} in genere questo è sconsigliato in quanto
1730 entrambe riceveranno le notifiche, e gestire correttamente le notifiche
1731 multiple richiede molta attenzione. Se invece si cerca di inserire due volte
1732 lo stesso file descriptor nella stessa istanza di \textit{epoll} la funzione
1733 fallirà con un errore di \errval{EEXIST}. Tuttavia è possibile inserire nella
1734 stessa istanza file descriptor duplicati (si ricordi quanto visto in
1735 sez.~\ref{sec:file_dup}), una tecnica che può essere usata per registrarli con
1736 un valore diverso per \param{events} e classificare così diversi tipi di
1739 Si tenga presente che quando si chiude un file descriptor questo, se era stato
1740 posto sotto osservazione da una istanza di \textit{epoll}, viene rimosso
1741 automaticamente solo nel caso esso sia l'unico riferimento al file aperto
1742 sottostante (più precisamente alla struttura \kstruct{file}, si ricordi
1743 fig.~\ref{fig:file_dup}) e non è necessario usare
1744 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}. Questo non avviene qualora esso sia stato duplicato
1745 (perché la suddetta struttura non viene disallocata) e si potranno ricevere
1746 eventi ad esso relativi anche dopo che lo si è chiuso; per evitare
1747 l'inconveniente è necessario rimuoverlo esplicitamente con
1748 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1750 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1751 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1752 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1753 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1754 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1755 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1756 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1757 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1758 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1761 \begin{figure}[!htb]
1762 \footnotesize \centering
1763 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
1764 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1767 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1768 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1770 \label{fig:epoll_event}
1773 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1774 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1775 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1776 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1777 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1779 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1780 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1781 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1782 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Nella prima parte della tabella si sono indicate
1783 le costanti che permettono di indicare il tipo di evento, che sono le
1784 equivalenti delle analoghe di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} per
1785 \func{poll}. Queste sono anche quelle riportate nella struttura
1786 \struct{epoll\_event} restituita da \func{epoll\_wait} per indicare il tipo di
1787 evento presentatosi, insieme a quelle della seconda parte della tabella, che
1788 vengono comunque riportate anche se non le si sono impostate con
1789 \func{epoll\_ctl}. La terza parte della tabella contiene le costanti che
1790 modificano le modalità di notifica.
1795 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1797 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1800 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1801 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1802 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1803 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1804 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1805 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1806 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1808 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1809 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1810 disponibili in lettura (analogo di
1811 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1812 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1815 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1816 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1817 viene comunque riportata in uscita, e non è
1818 necessaria impostarla in ingresso.\\
1819 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1820 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1821 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1823 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1824 triggered} per il file descriptor associato.\\
1825 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1826 descriptor associato (questa modalità è disponibile
1827 solo a partire dal kernel 2.6.2).\\
1828 \const{EPOLLWAKEUP} & Attiva la prevenzione della sospensione del sistema
1829 se il file descriptor che si è marcato con esso
1830 diventa pronto (aggiunto a partire dal kernel 3.5),
1831 può essere impostato solo dall'amministratore (o da
1832 un processo con la capacità
1833 \const{CAP\_BLOCK\_SUSPEND}).\\
1836 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1837 \struct{epoll\_event}.}
1838 \label{tab:epoll_events}
1841 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1842 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo di
1843 un socket quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1845 Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union} che serve a identificare il
1846 file descriptor a cui si intende fare riferimento, ed in astratto può
1847 contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse forme) che ne permetta
1848 una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo però è quello in cui si
1849 specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl} nella forma
1850 \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo stesso valore
1851 dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata identificazione del
1854 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1856 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1857 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1858 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1859 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}.
1861 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1862 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1863 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1864 di dati in blocchi separati (questo è tipico con i socket di rete, in quanto i
1865 dati arrivano a pacchetti) può causare una generazione di eventi (ad esempio
1866 segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la condizione è già
1867 stata rilevata (si avrebbe cioè una rottura della logica \textit{edge
1870 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1871 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1872 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1873 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1874 automaticamente disattivato (la cosa avviene contestualmente al ritorno di
1875 \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione) e per essere riutilizzato
1876 dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva chiamata con
1877 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1879 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1880 i relativi eventi, la funzione di sistema che consente di attendere
1881 l'occorrenza di uno di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1885 \fdecl{int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1888 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.}
1891 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1892 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1894 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1895 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1896 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1897 della scadenza di \param{timeout}.
1898 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1899 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1904 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1905 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1906 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1907 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1908 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1909 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1910 con l'argomento \param{maxevents}.
1912 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1913 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1914 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1915 indica di non attendere e ritornare immediatamente (anche in questo caso il
1916 valore di ritorno sarà nullo) o il valore $-1$, che indica un'attesa
1917 indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre un intero
1920 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1921 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1922 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1923 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1924 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1925 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1926 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1927 identificare il file descriptor, ed è per questo che, come accennato, è
1928 consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.
1930 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1931 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1932 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1933 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1934 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1935 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1936 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1937 luce delle modifiche.
1939 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1940 il ritorno di \func{epoll\_wait} avviene solo quando il file descriptor ha
1941 cambiato stato diventando pronto. Esso non sarà riportato nuovamente fino ad
1942 un altro cambiamento di stato, per cui occorre assicurarsi di aver
1943 completamente esaurito le operazioni su di esso. Questa condizione viene
1944 generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di \errcode{EAGAIN} al
1945 ritorno di una \func{read} o una \func{write}, (è opportuno ricordare ancora
1946 una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui
1947 file in modalità non bloccante) ma questa non è la sola modalità possibile, ad
1948 esempio la condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono
1949 stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1951 Si tenga presente che in modalità \textit{edge triggered}, dovendo esaurire le
1952 attività di I/O dei file descriptor risultati pronti per poter essere
1953 rinotificati, la gestione elementare per cui li si trattano uno per uno in
1954 sequenza può portare ad un effetto denominato \textit{starvation}
1955 (``\textsl{carestia}''). Si rischia cioè di concentrare le operazioni sul
1956 primo file descriptor che dispone di molti dati, prolungandole per tempi molto
1957 lunghi con un ritardo che può risultare eccessivo nei confronti di quelle da
1958 eseguire sugli altri che verrebbero dopo. Per evitare questo tipo di
1959 problematiche viene consigliato di usare \func{epoll\_wait} per registrare un
1960 elenco dei file descriptor da gestire, e di trattarli a turno in maniera più
1963 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1964 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1965 contemporaneamente. Valgono le osservazioni fatte in
1966 sez.~\ref{sec:file_select}, e per poterlo fare di nuovo è necessaria una
1967 variante della funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una
1968 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali, analoga alle estensioni
1969 \func{pselect} e \func{ppoll} che abbiamo visto in precedenza per
1970 \func{select} e \func{poll}. In questo caso la funzione di sistema si chiama
1971 \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funzione è stata introdotta a partire dal
1972 kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di \textit{epoll}, specifica di
1973 Linux.} ed il suo prototipo è:
1977 \fdecl{int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1979 \phantom{int epoll\_pwait(}const sigset\_t *sigmask)}
1981 \fdesc{Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando
1984 {La funzione ritorna il numero di file descriptor pronti in caso di successo e
1985 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori già
1986 visti con \funcd{epoll\_wait}.
1991 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1992 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1993 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1994 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1995 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1996 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1998 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1999 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
2000 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
2001 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
2002 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
2003 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
2004 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
2009 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
2010 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
2012 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
2013 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
2014 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
2015 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
2016 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
2017 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
2018 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
2020 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
2021 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
2022 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
2023 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
2024 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
2025 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
2026 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
2027 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
2028 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
2029 \textsl{sincrona}, come quelle dell'\textit{I/O multiplexing} appena
2032 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
2033 gli eventi a cui deve reagire in maniera sincrona generando le opportune
2034 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
2035 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
2036 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
2037 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
2038 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}. In sostanza se non ci
2039 fossero i segnali non ci sarebbe da preoccuparsi, fintanto che si effettuano
2040 operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
2041 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte e
2042 devono essere riavviate.
2044 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
2045 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
2046 sincrona dei segnali, con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
2047 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
2048 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
2049 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
2050 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
2051 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
2052 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
2053 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
2054 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
2055 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
2057 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
2058 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
2059 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
2060 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
2061 opportuni file descriptor. Ovviamente si tratta di una funzionalità specifica
2062 di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista da nessuno
2063 standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.
2065 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
2066 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
2067 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
2068 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
2069 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
2070 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
2071 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
2072 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
2073 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
2075 La funzione di sistema che permette di abilitare la ricezione dei segnali
2076 tramite file descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella
2077 riportata è l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono
2078 infatti due versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
2079 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
2080 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
2081 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
2082 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
2083 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
2084 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
2085 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
2088 \fhead{sys/signalfd.h}
2089 \fdecl{int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
2091 \fdesc{Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.}
2094 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2095 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2097 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
2098 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2099 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
2100 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2101 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2102 associati al file descriptor.
2103 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2104 descriptor di \func{signalfd}.
2106 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2111 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2112 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2113 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2114 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2115 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2116 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2117 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2118 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2119 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2121 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2122 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2123 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2124 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2125 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2126 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2127 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2128 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2129 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2131 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2132 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2133 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2134 impostazione successiva con \func{fcntl} (si ricordi che questo è un argomento
2135 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2136 per kernel precedenti il valore deve essere nullo). L'argomento deve essere
2137 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2138 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2143 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2145 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2148 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2149 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2150 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2151 chiusura automatica del file descriptor nella
2152 esecuzione di \func{exec}.\\
2155 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2156 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2157 \label{tab:signalfd_flags}
2160 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2161 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2162 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2163 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2164 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2165 installato in precedenza). Il blocco non ha invece nessun effetto sul file
2166 descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile pertanto
2167 ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.
2169 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2170 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2171 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2172 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2173 condizioni di gestione, né da un gestore, né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2175 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2176 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2177 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2178 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2179 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2181 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2182 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2183 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2184 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2185 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2186 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2187 soltanto una volta. Questo significa che tutti i file descriptor su cui è
2188 presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le funzioni di
2189 \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su uno di essi il
2190 segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non saranno più
2191 disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una ulteriore
2192 occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.
2194 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2195 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2196 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2197 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2198 imposto con \func{sigprocmask}.
2200 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2201 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2202 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2203 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2204 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2205 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2206 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2207 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2208 pendenti attraverso una \func{exec}.
2210 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2211 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2212 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2213 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2214 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2215 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2216 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2217 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2219 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2220 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2221 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2222 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2223 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2224 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2225 successivo con \func{fcntl}.
2227 \begin{figure}[!htb]
2228 \footnotesize \centering
2229 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
2230 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2233 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2234 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2235 \label{fig:signalfd_siginfo}
2238 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2239 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2240 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2241 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2242 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2243 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2244 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2245 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2246 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2248 \begin{figure}[!htb]
2249 \footnotesize \centering
2250 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2251 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2254 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2255 \file{FifoReporter.c}.}
2256 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2259 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2260 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2261 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2262 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2263 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2264 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2265 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2266 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2268 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2269 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2270 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2271 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2272 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2273 \texttt{FifoReporter.c}).
2275 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2276 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2277 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2278 (\texttt{\small 12-16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2279 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2280 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2283 Il primo passo (\texttt{\small 19-20}) è la creazione di un file descriptor
2284 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2285 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2286 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2287 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2288 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22-25})
2289 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2290 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2291 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28-29}) di
2292 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2293 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30-33}) dovrà essere aggiunto con
2294 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2296 Occorrerà infine (\texttt{\small 35-38}) creare la \textit{named fifo} se
2297 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39-40}); una
2298 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2299 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2300 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2303 \begin{figure}[!htb]
2304 \footnotesize \centering
2305 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2306 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2309 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2310 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2313 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2314 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2-45}) che si è riportato in
2315 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2316 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2317 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2-3}) la presenza di un file
2318 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait} (si ricordi che entrambi i
2319 file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in osservazioni
2320 per eventi di tipo \const{EPOLLIN}) che si bloccherà fintanto che non siano
2321 stati scritti dati sulla \textit{fifo} o che non sia arrivato un
2322 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2323 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2324 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2325 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2328 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2329 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2330 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5-44}) sul numero
2331 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2332 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2333 del file descriptor riconosciuto come pronto, controllando cioè a quale dei
2334 due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2335 \var{events[i].data.fd}.
2337 Il primo condizionale (\texttt{\small 6-24}) è relativo al caso che si sia
2338 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2339 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2340 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2341 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2342 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8-24}) che prosegue fintanto che vi
2343 siano dati da leggere.
2345 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9-14}) se il valore di
2346 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2347 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2348 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2349 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati. Si ricordi infatti come
2350 sia la \textit{fifo} che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2351 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2352 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non vi
2353 saranno più dati da leggere.
2355 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2356 (\texttt{\small 19-20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2357 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf} ed il \textit{pid}
2358 del processo da cui lo ha ricevuto;\footnote{per la stampa si è usato il
2359 vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale corrisponde il nome
2360 del segnale avente il numero corrispondente, la cui definizione si è omessa
2361 dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} per brevità.} inoltre
2362 (\texttt{\small 21-24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2363 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2364 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2367 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26-39}) è invece relativo al caso in
2368 cui ci siano dati pronti in lettura sulla \textit{fifo} e che il file
2369 descriptor pronto corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si
2370 effettueranno le letture in un ciclo (\texttt{\small 28-39}) ripetendole fin
2371 tanto che la funzione \func{read} non restituisce un errore di
2372 \errcode{EAGAIN} (\texttt{\small 29-35}). Il procedimento è lo stesso adottato
2373 per il file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in
2374 caso di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire
2375 si stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.
2377 Se invece vi sono dati validi letti dalla \textit{fifo} si inserirà
2378 (\texttt{\small 36}) una terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il
2379 tutto (\texttt{\small 37-38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo
2380 condizionale (\texttt{\small 40-44}) è semplicemente una condizione di cattura
2381 per una eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta
2382 alla uscita dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2384 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2385 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2386 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2388 piccardi@hain:~/gapil/sources$ \textbf{./a.out}
2389 FifoReporter starting, pid 4568
2392 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2394 root@hain:~# \textbf{echo prova > /tmp/reporter.fifo}
2402 mentre inviando un segnale:
2404 root@hain:~# \textbf{kill 4568}
2412 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2419 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2427 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2428 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2429 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2430 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2431 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2432 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2433 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2434 timer. In realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd} per
2435 ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia semplifica
2436 notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola \textit{system
2439 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2440 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2441 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2442 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2443 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2444 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2445 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2446 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2447 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione di sistema prevista,
2448 quella che consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui
2452 \fhead{sys/timerfd.h}
2453 \fdecl{int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2455 \fdesc{Crea un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2458 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2459 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2461 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2462 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2463 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2464 precedenti il 2.6.27.
2465 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2466 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2467 associati al file descriptor.
2468 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2469 descriptor di \func{signalfd}.
2471 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE} nel loro significato generico.
2475 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2476 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2477 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2478 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2479 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2480 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2481 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2482 restituito,\footnote{il flag è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27,
2483 per le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve
2484 essere specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2485 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2490 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2492 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2495 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2496 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2497 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2498 chiusura automatica del file descriptor nella
2499 esecuzione di \func{exec}.\\
2502 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2503 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2505 \label{tab:timerfd_flags}
2508 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2509 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2510 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2511 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec} (a meno che
2512 non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2513 \const{TFD\_CLOEXEC}) e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2514 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2515 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2516 timer impostati con le funzioni ordinarie. Si ricordi infatti che, come
2517 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali pendenti nel
2518 padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.
2520 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2521 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2522 periodicità di ripetizione, per farlo si usa una funzione di sistema omologa
2523 di \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2524 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2527 \fhead{sys/timerfd.h}
2528 \fdecl{int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2529 const struct itimerspec *new\_value,\\
2530 \phantom{int timerfd\_settime(}struct itimerspec *old\_value)}
2532 \fdesc{Arma un timer associato ad un file descriptor di notifica.}
2535 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2536 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2538 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2540 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2542 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2543 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2544 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2549 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2550 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2551 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2552 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2553 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2554 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2556 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2557 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2558 ripetere quanto detto in quell'occasione; per brevità si ricordi che
2559 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2560 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità. L'unica differenza
2561 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2562 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2563 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2564 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}
2565 (l'analogo di \const{TIMER\_ABSTIME}).
2567 L'ultima funzione di sistema prevista dalla nuova interfaccia è
2568 \funcd{timerfd\_gettime}, che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo
2572 \fhead{sys/timerfd.h}
2573 \fdecl{int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2575 \fdesc{Legge l'impostazione di un timer associato ad un file descriptor di
2579 {La funzione ritorna un numero di file descriptor in caso di successo e $-1$
2580 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2582 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2584 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2585 con \func{timerfd\_create}.
2586 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2591 La funzione consente di rileggere le impostazioni del timer associato al file
2592 descriptor \param{fd} nella struttura \struct{itimerspec} puntata
2593 da \param{curr\_value}. Il campo \var{it\_value} riporta il tempo rimanente
2594 alla prossima scadenza del timer, che viene sempre espresso in forma relativa,
2595 anche se lo si è armato specificando \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}. Un valore
2596 nullo (di entrambi i campi di \var{it\_value}) indica invece che il timer non
2597 è stato ancora armato. Il campo \var{it\_interval} riporta la durata
2598 dell'intervallo di ripetizione del timer, ed un valore nullo (di entrambi i
2599 campi) indica che il timer è stato impostato per scadere una sola volta.
2601 Il timer creato con \func{timerfd\_create} notificherà la sua scadenza
2602 rendendo pronto per la lettura il file descriptor ad esso associato, che
2603 pertanto potrà essere messo sotto controllo con una qualunque delle varie
2604 funzioni dell'I/O multiplexing viste in precedenza. Una volta che il file
2605 descriptor risulta pronto sarà possibile leggere il numero di volte che il
2606 timer è scaduto con una ordinaria \func{read}.
2608 La funzione legge il valore in un dato di tipo \type{uint64\_t}, e necessita
2609 pertanto che le si passi un buffer di almeno 8 byte, fallendo con
2610 \errval{EINVAL} in caso contrario, in sostanza la lettura deve essere
2611 effettuata con una istruzione del tipo:
2612 \includecodesnip{listati/readtimerfd.c}
2614 Il valore viene restituito da \func{read} seguendo l'ordinamento dei bit
2615 (\textit{big-endian} o \textit{little-endian}) nativo della macchina in uso,
2616 ed indica il numero di volte che il timer è scaduto dall'ultima lettura
2617 eseguita con successo, o, se lo si legge per la prima volta, da quando lo si è
2618 impostato con \func{timerfd\_settime}. Se il timer non è scaduto la funzione
2619 si blocca fino alla prima scadenza, a meno di non aver creato il file
2620 descriptor in modalità non bloccante con \const{TFD\_NONBLOCK} o aver
2621 impostato la stessa con \func{fcntl}, nel qual caso fallisce con l'errore di
2625 % TODO trattare qui eventfd introdotto con il 2.6.22
2628 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2629 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2631 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2632 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2633 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2634 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2635 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2636 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2637 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2638 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2639 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2640 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2641 operazioni di I/O volute.
2644 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2645 \label{sec:signal_driven_io}
2647 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2649 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2650 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2651 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2652 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2653 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2654 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2655 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2656 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2657 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2658 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2659 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2660 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2663 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità il sistema
2664 genera un apposito segnale, \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa
2665 possibile leggere o scrivere dal file descriptor; si tenga presente però che
2666 essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo con socket, file di
2667 terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal kernel 2.6, per
2668 \textit{fifo} e \textit{pipe}. Inoltre è possibile, come illustrato in
2669 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando \const{F\_SETOWN}
2670 di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi dovrà ricevere il
2671 segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le operazioni di I/O in
2672 risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la necessità di restare
2673 bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai file.
2675 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2677 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2678 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2679 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2680 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2681 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2682 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2683 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2684 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2685 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2686 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2689 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2690 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2691 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2692 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2693 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2694 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2695 verrebbero notificati una volta sola.
2697 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali \textit{real-time}, che
2698 vengono accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha
2699 emessi. In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni
2700 aggiuntive restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando
2701 la forma estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2702 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2703 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2705 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali
2706 \textit{real-time} (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando
2707 esplicitamente con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale
2708 \textit{real-time} da inviare in caso di I/O asincrono (il segnale predefinito
2709 è \signal{SIGIO}). In questo caso il gestore, tutte le volte che riceverà
2710 \const{SI\_SIGIO} come valore del campo \var{si\_code} di \struct{siginfo\_t},
2711 troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato
2712 il segnale. Si noti che il valore di\var{si\_code} resta \const{SI\_SIGIO}
2713 qualunque sia il segnale che si è associato all'I/O, in quanto indica che il
2714 segnale è stato generato a causa di attività di I/O.
2716 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali \textit{real-time} è che essendo
2717 questi ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad
2718 uno solo file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità
2719 nella risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali
2720 \textit{real-time} supportano anche questa funzionalità. In questo modo si può
2721 identificare immediatamente un file su cui l'accesso è diventato possibile
2722 evitando completamente l'uso di funzioni come \func{poll} e \func{select},
2723 almeno fintanto che non si satura la coda.
2725 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2726 più assicurare il comportamento corretto per un segnale \textit{real-time},
2727 invierà al suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati
2728 tutti i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali
2729 sono i file diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non
2730 avvenga è di impostare la lunghezza della coda dei segnali \textit{real-time}
2731 ad una dimensione identica al valore massimo del numero di file descriptor
2732 utilizzabili, vale a dire impostare il contenuto di
2733 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2734 \sysctlfile{fs/file-max}.
2736 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2738 \itindend{signal~driven~I/O}
2742 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2743 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2745 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2746 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La risposta, o
2747 meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ \cite{UnixFAQ} viene
2748 anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered Question}, è che
2749 nell'architettura classica di Unix questo non è possibile. Al contrario di
2750 altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like classico non prevedeva
2751 alcun meccanismo per cui un processo possa essere \textsl{notificato} di
2752 eventuali modifiche avvenute su un file.
2754 Questo è il motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2755 modo se il loro file di configurazione è stato modificato, perché possano
2756 rileggerlo e riconoscere le modifiche; in genere questo vien fatto inviandogli
2757 un segnale di \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran
2758 parte di detti programmi, causa la rilettura della configurazione.
2760 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2761 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2762 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2763 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2764 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2765 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2766 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2767 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2768 nessuna funzionalità di notifica.
2770 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2771 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2772 interfaccia grafica quando si deve presentare all'utente lo stato del
2773 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2774 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2775 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2776 \itindex{polling} \textit{polling}.
2778 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2779 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2780 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2781 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2782 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2783 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2784 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2786 \itindbeg{file~lease}
2788 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2789 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2790 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2791 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2792 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2793 \textit{lease}. La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in
2794 precedenza per l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al
2795 \textit{lease holder} il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere
2796 modificato usando il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} (anche in
2797 questo caso si può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}).
2799 Se si è fatto questo (ed in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per
2800 utilizzare segnali \textit{real-time}) e se inoltre si è installato il gestore
2801 del segnale con \const{SA\_SIGINFO} si riceverà nel campo \var{si\_fd} della
2802 struttura \struct{siginfo\_t} il valore del file descriptor del file sul quale
2803 è stato compiuto l'accesso; in questo modo un processo può mantenere anche più
2804 di un \textit{file lease}.
2806 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2807 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2808 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2809 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2810 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2811 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2813 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2814 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2815 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2816 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2817 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2818 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2819 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2820 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2825 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2827 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2830 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2831 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2832 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2835 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2836 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2837 \const{F\_GETLEASE}.}
2838 \label{tab:file_lease_fctnl}
2841 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2842 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2843 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2844 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2845 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2846 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2848 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2849 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2850 (\textit{pipe} e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non
2851 privilegiato può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente
2852 ad un \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2853 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2854 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2855 \textit{lease} su qualunque file.
2857 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2858 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2859 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2860 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2861 lease}.} la funzione si blocca (a meno di non avere aperto il file con
2862 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore di
2863 \errcode{EWOULDBLOCK}) e viene eseguita la notifica al \textit{lease holder},
2864 così che questo possa completare le sue operazioni sul file e rilasciare il
2865 \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si rilevano i
2866 tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un altro
2867 processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i tentativi di
2868 accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di notifica avvengono
2869 solo in fase di apertura del file e non sulle singole operazioni di lettura e
2872 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2873 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2874 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2875 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2876 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2877 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2878 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2879 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2880 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2881 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2884 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2885 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2886 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo o
2887 declassarlo automaticamente (questa è una misura di sicurezza per evitare che
2888 un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file acquisendo un
2889 \textit{lease}). Una volta che un \textit{lease} è stato rilasciato o
2890 declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal kernel è lo
2891 stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal \textit{lease
2892 breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2894 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2895 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2896 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2897 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2898 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2899 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2900 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2901 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2902 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2906 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2907 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2908 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2909 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2910 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2911 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2912 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2913 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2914 può utilizzare un altro, e di nuovo, per le ragioni già esposte in precedenza,
2915 è opportuno che si utilizzino dei segnali \textit{real-time}. Inoltre, come
2916 in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file descriptor
2917 che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2918 \struct{siginfo\_t}.
2920 \itindend{file~lease}
2925 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2927 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2930 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2931 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2932 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2933 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2934 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2935 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2936 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2937 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2938 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2940 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2941 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2942 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2943 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2944 directory (con \func{rename}).\\
2945 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2946 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2948 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2952 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2953 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2954 \label{tab:file_notify}
2957 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2958 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2959 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2960 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2961 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2962 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2963 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2965 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2966 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2967 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2968 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2969 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2970 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2971 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2972 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2973 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2974 specificare un valore nullo.
2978 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2979 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2980 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2981 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2982 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2983 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2984 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2986 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2987 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2988 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2989 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2990 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2991 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2992 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2993 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2994 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2998 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2999 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
3000 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
3001 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
3002 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
3003 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
3004 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
3005 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
3006 coda viene creata attraverso la funzione di sistema \funcd{inotify\_init}, il
3010 \fhead{sys/inotify.h}
3011 \fdecl{int inotify\_init(void)}
3012 \fdesc{Inizializza una istanza di \textit{inotify}.}
3015 {La funzione ritornaun file descriptor in caso di successo, o $-1$ in caso di
3016 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3018 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
3019 \textit{inotify} consentite all'utente.
3020 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
3022 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
3028 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
3029 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
3030 effettuate le operazioni di notifica; si tratta di un file descriptor speciale
3031 che non è associato a nessun file su disco, e che viene utilizzato solo per
3032 notificare gli eventi che sono stati posti in osservazione. Per evitare abusi
3033 delle risorse di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero
3034 limitato di istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di
3035 128, ma questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3036 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.
3038 Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o directory
3039 reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui file sono
3040 tenuti sotto osservazione viene completamente eliminato; anzi, una delle
3041 capacità dell'interfaccia di \textit{inotify} è proprio quella di notificare
3042 il fatto che il filesystem su cui si trova il file o la directory osservata è
3045 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
3046 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
3047 con l'interfaccia di \textit{epoll}, ed a partire dal kernel 2.6.25 è stato
3048 introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
3049 \texttt{signal-driven I/O}. Siccome gli eventi vengono notificati come dati
3050 disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà
3051 un evento di notifica.
3053 Così, invece di dover utilizzare i segnali, considerati una pessima scelta dal
3054 punto di vista dell'interfaccia utente, si potrà gestire l'osservazione degli
3055 eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
3056 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
3057 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
3058 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate. Infine l'interfaccia di
3059 \textit{inotify} consente di mettere sotto osservazione, oltre che una
3060 directory, anche singoli file.
3062 Una volta creata la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere
3063 sotto osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di
3064 osservazione} (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire
3065 la lista di osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni di sistema, la
3066 prima di queste è \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
3069 \fhead{sys/inotify.h}
3070 \fdecl{int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
3071 \fdesc{Aggiunge un evento di osservazione a una lista di osservazione.}
3074 {La funzione ritorna un valore positivo in caso di successo, o $-1$ per un
3075 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3077 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
3078 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
3079 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
3080 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
3081 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
3083 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF} nel loro
3084 significato generico.}
3087 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
3088 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
3089 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
3090 nell'argomento \param{fd}, che ovviamente dovrà essere un file descriptor
3091 creato con \func{inotify\_init}. Il file o la directory da porre sotto
3092 osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
3093 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
3094 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
3095 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
3096 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
3097 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
3098 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
3099 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre un solo
3102 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
3103 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
3104 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
3105 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
3106 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
3107 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
3108 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
3109 flag della prima parte.
3114 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{8cm}|}
3116 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
3119 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
3121 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
3122 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
3123 (o sugli attributi estesi, vedi
3124 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
3125 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3127 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
3129 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
3130 directory in una directory sotto
3132 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
3133 directory in una directory sotto
3135 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3136 directory) sotto osservazione.\\
3137 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3138 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3139 directory) sotto osservazione.\\
3140 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3141 directory sotto osservazione.\\
3142 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3143 directory sotto osservazione.\\
3144 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3146 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3147 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3148 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3149 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3150 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3151 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3152 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3156 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3157 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3158 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3159 \label{tab:inotify_event_watch}
3162 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3163 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3164 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3165 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3166 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3167 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3168 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3169 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3170 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3175 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
3177 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3180 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3182 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3183 nell'argomento \param{mask}, invece di
3185 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3186 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3188 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3189 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3190 quelli per i file che contiene.\\
3193 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3194 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3195 modalità di osservazione.}
3196 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3199 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3200 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3201 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3202 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3203 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3205 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3206 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3207 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3208 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3209 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3210 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3211 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3212 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3213 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3215 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3216 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3217 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3218 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3219 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3220 sarà più notificato.
3222 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3223 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3224 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3225 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3226 la eventuale rimozione dello stesso.
3228 La seconda funzione di sistema per la gestione delle code di notifica, che
3229 permette di rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch},
3230 ed il suo prototipo è:
3233 \fhead{sys/inotify.h}
3234 \fdecl{int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3235 \fdesc{Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.}
3238 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3239 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3241 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3243 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3244 non è associato ad una coda di notifica.
3249 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3250 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3251 \param{wd}; ovviamente deve essere usato per questo argomento un valore
3252 ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore di
3253 \errval{EINVAL}. In caso di successo della rimozione, contemporaneamente alla
3254 cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3255 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3256 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3257 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3258 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3259 \func{inotify\_rm\_watch}.
3261 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3262 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3263 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3264 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3265 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3266 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3267 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3268 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3270 \begin{figure}[!htb]
3271 \footnotesize \centering
3272 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3273 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3276 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3277 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3278 \label{fig:inotify_event}
3281 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3282 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3283 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}), il numero di byte disponibili
3284 in lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3285 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3286 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3287 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3288 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3289 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3290 il numero di file che sono cambiati.
3292 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3293 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3294 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3295 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3296 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3297 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3298 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3299 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori aggiuntivi di
3300 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag} (questi compaiono solo nel campo
3301 \var{mask} di \struct{inotify\_event}, e non sono utilizzabili in fase di
3302 registrazione dell'osservatore).
3307 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3309 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3312 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3313 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3314 che in maniera implicita per la rimozione
3315 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3316 filesystem su cui questo si trova.\\
3317 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3318 (consente così di distinguere, quando si pone
3319 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3320 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3322 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3323 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3324 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3325 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3326 osservazione è stato smontato.\\
3329 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3330 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3331 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3334 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima che viene
3335 controllata dal parametro di sistema
3336 \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events}, che indica il numero massimo di
3337 eventi che possono essere mantenuti sulla stessa; quando detto valore viene
3338 ecceduto gli ulteriori eventi vengono scartati, ma viene comunque generato
3339 un evento di tipo \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3341 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3342 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3343 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3344 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3345 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3347 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3348 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3349 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3350 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3351 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3352 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3353 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3354 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3355 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3356 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3357 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3358 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3360 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3361 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3362 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3363 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3364 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3365 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3367 \begin{figure}[!htbp]
3368 \footnotesize \centering
3369 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3370 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3373 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3374 \label{fig:inotify_monitor_example}
3377 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo del programma inizia
3378 controllando (\texttt{\small 11-15}) che sia rimasto almeno un argomento che
3379 indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e qualora questo
3380 non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che passa
3381 (\texttt{\small 16-20}) all'inizializzazione di \textit{inotify} ottenendo con
3382 \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (o si esce in caso di
3385 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21-30}) alla coda di
3386 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3387 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3388 (\texttt{\small 22-29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3389 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3390 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3391 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3392 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3393 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3394 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3396 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3397 (\texttt{\small 32-56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3398 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3399 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3400 si saranno verificati eventi.
3402 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3403 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3404 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3405 approssimativamente 512 eventi (si ricordi che la quantità di dati restituita
3406 da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza del nome del
3407 file restituito insieme a \struct{inotify\_event}). In caso di errore di
3408 lettura (\texttt{\small 35-40}) il programma esce con un messaggio di errore
3409 (\texttt{\small 37-39}), a meno che non si tratti di una interruzione della
3410 \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la lettura.
3412 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3413 43-52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3414 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3415 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3416 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna alla variabile
3417 \var{event} (si noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del
3418 puntatore) l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3419 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3420 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3421 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3422 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3423 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3425 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3426 si stampa (\texttt{\small 47-49}); si noti come in questo caso si sia
3427 controllato il valore del campo \var{event->len} e non il fatto che
3428 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo. L'interfaccia infatti,
3429 qualora il nome non sia presente, non tocca il campo \var{event->name}, che
3430 si troverà pertanto a contenere quello che era precedentemente presente nella
3431 rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il puntatore al nome di
3432 un file osservato in precedenza.
3434 Si utilizza poi (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che
3435 interpreta il valore del campo \var{event->mask}, per stampare il tipo di
3436 eventi accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto
3437 non essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare
3438 direttamente i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si
3439 provvede ad aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento
3442 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3443 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3446 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ \textbf{./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/}
3448 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3451 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3456 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3457 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3458 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3459 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3460 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3461 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3462 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3463 tale evenienza non si verificherà mai.
3465 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3466 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3467 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3468 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3469 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3470 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3471 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3472 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3473 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3474 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3475 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3476 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3477 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3478 chiamata di \func{read}.
3480 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3481 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3482 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3483 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3484 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3485 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3486 raggruppati in un solo evento.
3490 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3491 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3494 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3495 \label{sec:file_asyncronous_io}
3497 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3498 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3499 asincrono} o ``AIO''. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le
3500 funzioni di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di
3501 ritornare, così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad
3502 esempio possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da
3503 poter effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3505 Benché la modalità di apertura asincrona di un file vista in
3506 sez.~\ref{sec:signal_driven_io} possa risultare utile in varie occasioni (in
3507 particolar modo con i socket e gli altri file per i quali le funzioni di I/O
3508 sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente), essa è comunque
3509 limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
3510 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
3511 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
3512 e proprio,\footnote{questa è stata ulteriormente perfezionata nelle successive
3513 versioni POSIX.1-2001 e POSIX.1-2008.} che prevede un insieme di funzioni
3514 dedicate per la lettura e la scrittura dei file, completamente separate
3515 rispetto a quelle usate normalmente.
3517 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3518 implementata sia direttamente nel kernel che in user space attraverso l'uso di
3519 \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3520 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita completamente delle
3521 \acr{glibc} a partire dalla versione 2.1, che è realizzata completamente in
3522 user space, ed è accessibile linkando i programmi con la libreria
3523 \file{librt}. A partire dalla versione 2.5.32 è stato introdotto nel kernel
3524 una nuova infrastruttura per l'I/O asincrono, ma ancora il supporto è parziale
3525 ed insufficiente ad implementare tutto l'AIO POSIX.
3527 Lo standard POSIX prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano
3528 controllate attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui
3529 nome sta per \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come
3530 argomento a tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come
3531 effettuata in \headfile{aio.h}, è riportata in
3532 fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è definita la macro
3533 \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la disponibilità
3534 dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3536 \begin{figure}[!htb]
3537 \footnotesize \centering
3538 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
3539 \includestruct{listati/aiocb.h}
3542 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3544 \label{fig:file_aiocb}
3547 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3548 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3549 terminali e \textit{pipe} sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3550 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3551 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3552 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3553 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3554 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3555 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3556 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3557 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3558 del blocco di dati da trasferire.
3560 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3561 di I/O, in generale perché ciò sia possibile occorre che la piattaforma
3562 supporti questa caratteristica, questo viene indicato dal fatto che le macro
3563 \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} sono
3564 definite. La priorità viene impostata a partire da quella del processo
3565 chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}), cui viene sottratto il valore
3566 di questo campo. Il campo \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione
3567 \func{lio\_listio}, che, come vedremo, permette di eseguire con una sola
3568 chiamata una serie di operazioni, usando un vettore di \textit{control
3569 block}. Tramite questo campo si specifica quale è la natura di ciascuna di
3572 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3573 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3574 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3575 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3576 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3578 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3579 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3580 lettura od una scrittura asincrona di dati usando la struttura \struct{aiocb}
3581 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3585 \fdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3586 \fdesc{Richiede una lettura asincrona.}
3587 \fdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3588 \fdesc{Richiede una scrittura asincrona.}
3591 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3592 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3594 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3595 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3596 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3597 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3598 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3604 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3605 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3606 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3607 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3608 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3609 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
3610 sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
3611 comunque alla fine del file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
3613 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3614 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3615 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3616 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3617 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3618 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3619 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3620 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3621 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3623 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3624 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3625 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3626 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3627 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3628 errore; il suo prototipo è:
3632 \fdecl{int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3633 \fdesc{Determina lo stato di errore di una operazione di I/O asincrono.}
3636 {La funzione ritorna $0$ se le operazioni si sono concluse con successo,
3637 altrimenti restituisce \errval{EINPROGRESS} se non sono concluse,
3638 \errcode{ECANCELED} se sono state cancellate o il relativo codice di errore
3642 Se l'operazione non si è ancora completata viene sempre restituito l'errore di
3643 \errcode{EINPROGRESS}, mentre se è stata cancellata ritorna
3644 \errcode{ECANCELED}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3645 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3646 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3647 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3648 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3649 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3650 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3651 \func{write}, \func{fsync} e \func{fdatasync}.
3653 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3654 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3655 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3656 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3661 \fdecl{ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3662 \fdesc{Ottiene lo stato dei risultati di una operazione di I/O asincrono.}
3665 {La funzione ritorna lo stato di uscita dell'operazione eseguita (il valore
3666 che avrebbero restituito le equivalenti funzioni eseguite in maniera
3670 La funzione recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O
3671 associate a \param{aiocbp} e deve essere chiamata una sola volta per ciascuna
3672 operazione asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad
3673 essa associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo
3674 che l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata
3675 verificandolo con \func{aio\_error}, ed usarla una sola volta. Una chiamata
3676 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati,
3677 così come chiamarla più di una volta.
3679 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3680 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3681 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync} o \func{fdatasync}). É
3682 importante chiamare sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili
3683 per le operazioni di I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di
3684 arrivare ad un loro esaurimento.
3686 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3687 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3688 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3689 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3694 \fdecl{int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3695 \fdesc{Richiede la sincronizzazione dei dati su disco.}
3698 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3699 caso \var{errno} assumerà gli stessi valori visti \func{aio\_read} con lo
3704 La funzione richiede la sincronizzazione dei dati delle operazioni di I/O
3705 relative al file descriptor indicato in \texttt{aiocbp->aio\_fildes},
3706 ritornando immediatamente. Si tenga presente che la funzione mette
3707 semplicemente in coda la richiesta, l'esecuzione effettiva della
3708 sincronizzazione dovrà essere verificata con \func{aio\_error} e
3709 \func{aio\_return} come per le operazioni di lettura e
3710 scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la modalità di
3711 esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le operazioni saranno
3712 completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si specifica
3713 \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3714 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3716 Il successo della chiamata assicura la richiesta di sincronizzazione dei dati
3717 relativi operazioni di I/O asincrono richieste fino a quel momento, niente è
3718 garantito riguardo la sincronizzazione dei dati relativi ad eventuali
3719 operazioni richieste successivamente. Se si è specificato un meccanismo di
3720 notifica questo sarà innescato una volta che le operazioni di sincronizzazione
3721 dei dati saranno completate (\texttt{aio\_sigevent} è l'unico altro campo
3722 di \param{aiocbp} che viene usato.
3724 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni di I/O (in
3725 genere quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo
3726 lo standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3727 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3732 \fdecl{int aio\_cancel(int fd, struct aiocb *aiocbp)}
3733 \fdesc{Richiede la cancellazione delle operazioni di I/O asincrono.}
3736 {La funzione ritorna un intero positivo che indica il risultato
3737 dell'operazione in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso
3738 \var{errno} assumerà uno dei valori:
3740 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor valido.
3741 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3746 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3747 \param{fd}, idicata con \param{aiocbp}, o tutte le operazioni pendenti,
3748 specificando \val{NULL} come valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione
3749 viene cancellata una successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà
3750 \errcode{ECANCELED} come codice di errore, ed mentre il valore di ritorno per
3751 \func{aio\_return} sarà $-1$, inoltre il meccanismo di notifica non verrà
3752 invocato. Se con \param{aiocbp} si specifica una operazione relativa ad un
3753 file descriptor diverso da \param{fd} il risultato è indeterminato. In caso
3754 di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi
3755 definiti in \headfile{aio.h}) sono tre:
3756 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3757 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3758 cancellazione sono state già completate,
3760 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3763 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3764 corso e non sono state cancellate.
3767 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3768 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3769 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3770 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3771 del loro avvenuto completamento.
3773 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3774 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3775 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3776 specifica operazione; il suo prototipo è:
3780 \fdecl{int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, \\
3781 \phantom{int aio\_suspend(}const struct timespec *timeout)}
3782 \fdesc{Attende il completamento di una operazione di I/O asincrono.}
3785 {La funzione ritorna $0$ se una (o più) operazioni sono state completate e
3786 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3788 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3790 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3791 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3796 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3797 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3798 un tempo massimo specificato dalla struttura \struct{timespec} puntata
3799 da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un segnale (si tenga conto che
3800 questo segnale potrebbe essere anche quello utilizzato come meccanismo di
3801 notifica). La lista deve essere inizializzata con delle strutture
3802 \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente richieste, ma può
3803 contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si siano specificati
3804 valori non validi l'effetto è indefinito.
3805 Un valore \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout, mentre
3806 se si vuole effettuare un \textit{polling} sulle operazioni occorrerà
3807 specificare un puntatore valido ad una struttura \texttt{timespec} (vedi
3808 fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) contenente valori nulli, e verificare poi
3809 con \func{aio\_error} quale delle operazioni della lista \param{list} è stata
3812 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3813 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3814 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3819 \fdecl{int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3822 \fdesc{Richiede l'esecuzione di una serie di operazioni di I/O.}
3825 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3826 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3828 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3830 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3831 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3832 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3833 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3834 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3839 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3840 lista \param{list} un vettore di puntatori a strutture \struct{aiocb}
3841 indicanti le operazioni da compiere (che verranno eseguite senza un ordine
3842 particolare). La lista può contenere anche puntatori nulli, che saranno
3843 ignorati (si possono così eliminare facilmente componenti della lista senza
3844 doverla rigenerare).
3846 Ciascuna struttura \struct{aiocb} della lista deve contenere un
3847 \textit{control block} opportunamente inizializzato; in particolare per
3848 ognuna di esse dovrà essere specificato il tipo di operazione con il campo
3849 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i valori:
3850 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3851 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3852 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3855 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3856 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3857 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3858 quelle non completate.
3860 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3861 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3862 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3863 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3864 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3865 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3866 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3868 % TODO: trattare libaio e le system call del kernel per l'I/O asincrono, vedi
3869 % http://lse.sourceforge.net/io/aio.html,
3870 % http://webfiveoh.com/content/guides/2012/aug/mon-13th/linux-asynchronous-io-and-libaio.html,
3871 % https://code.google.com/p/kernel/wiki/AIOUserGuide,
3872 % http://bert-hubert.blogspot.de/2012/05/on-linux-asynchronous-file-io.html
3875 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3876 \label{sec:file_advanced_io}
3878 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3879 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3880 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3881 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3882 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3883 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3887 \subsection{File mappati in memoria}
3888 \label{sec:file_memory_map}
3890 \itindbeg{memory~mapping}
3891 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3892 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3893 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che attraverso il meccanismo della
3894 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3895 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}) permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3896 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3900 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3901 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3902 mappatura in memoria di un file.}
3903 \label{fig:file_mmap_layout}
3906 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3907 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3908 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3909 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3910 del file attraverso il sistema della memoria virtuale illustrato in
3911 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen} che in maniera analoga a quanto avviene per le
3912 pagine che vengono salvate e rilette nella \textit{swap}, si incaricherà di
3913 sincronizzare il contenuto di quel segmento di memoria con quello del file
3914 mappato su di esso. Per questo motivo si può parlare tanto di \textsl{file
3915 mappato in memoria}, quanto di \textsl{memoria mappata su file}.
3917 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3918 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3919 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3920 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3921 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3922 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3925 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3926 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3927 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3928 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3929 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3930 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3931 salvate sullo \textit{swap}.
3933 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3934 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3935 scritte sulla \textit{swap}; questo consente di accedere ai file su dimensioni
3936 il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3937 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3939 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni di sistema
3940 per la gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve
3941 ad eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo
3947 \fdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3949 \fdesc{Esegue la mappatura in memoria di una sezione di un file.}
3952 {La funzione ritorna il puntatore alla zona di memoria mappata in caso di
3953 successo, e \const{MAP\_FAILED} (\texttt{(void *) -1}) per un errore, nel
3954 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3956 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3957 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3958 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3959 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3960 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3961 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3962 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3963 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3964 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3965 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3966 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3967 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3968 dimensione delle pagine), o \param{lengh} è zero (solo dal 2.6.12)
3969 o \param{flags} contiene sia \const{MAP\_PRIVATE} che
3970 \const{MAP\_SHARED} o nessuno dei due.
3971 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3972 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3973 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3975 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3976 numero di mappature possibili.
3977 \item[\errcode{EOVERFLOW}] su architettura a 32 bit con il supporto per i
3978 \textit{large file} (che hanno una dimensione a 64 bit) il numero di
3979 pagine usato per \param{lenght} aggiunto a quello usato
3980 per \param{offset} eccede i 32 bit (\texttt{unsigned long}).
3981 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3982 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3983 l'opzione \texttt{noexec}.
3984 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3985 \param{fd} è aperto in scrittura.
3990 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3991 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3992 all'indirizzo \param{start}. Il valore \param{start} viene normalmente
3993 considerato come un suggerimento, ma l'uso di un qualunque valore diverso da
3994 \val{NULL}, in cui si rimette completamente al kernel la scelta
3995 dell'indirizzo, viene sconsigliato per ragioni di portabilità. Il valore
3996 di \param{offset} deve essere un multiplo della dimensione di una pagina di
4002 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
4004 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4007 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
4008 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
4009 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
4010 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
4013 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
4014 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
4015 \label{tab:file_mmap_prot}
4018 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
4019 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
4020 in pagine, ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
4021 lineari di memoria virtuale; per ciascuno di questi segmenti il kernel
4022 mantiene nella \textit{page table} la mappatura sulle pagine di memoria
4023 reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro
4024 violazione causa quella una \textit{segment violation}, e la relativa
4025 emissione del segnale \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria
4026 e deve essere specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più
4027 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato
4028 deve essere compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il
4034 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4036 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4039 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
4040 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
4041 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
4042 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
4043 richiesto \const{MAP\_FIXED} (dal kernel 2.4.20).\\
4044 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
4045 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
4046 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
4047 ignorati. L'uso di questo flag con
4048 \const{MAP\_SHARED} è stato implementato in Linux
4049 a partire dai kernel della serie 2.4.x.\\
4050 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
4052 (veniva usato per segnalare che tentativi di
4053 scrittura sul file dovevano fallire con
4054 \errcode{ETXTBSY}).\\
4055 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
4056 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
4057 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
4058 da \param{start}, se questo non può essere usato
4059 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
4060 valore di \param{start} deve essere allineato
4061 alle dimensioni di una pagina.\\
4062 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \textit{stack}.
4063 Indica che la mappatura deve essere effettuata
4064 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
4065 \const{MAP\_HUGETLB} & Esegue la mappatura usando le cosiddette
4066 ``\textit{huge pages}'' (dal kernel 2.6.32).\\
4067 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo \textit{swapping} delle
4068 pagine mappate (dal kernel 2.5.37).\\
4069 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
4070 non causa I/O (dal kernel 2.5.46).\\
4071 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
4072 delle pagine di \textit{swap} ad uso del meccanismo
4073 del \textit{copy on write}
4074 per mantenere le modifiche fatte alla regione
4075 mappata, in questo caso dopo una scrittura, se
4076 non c'è più memoria disponibile, si ha
4077 l'emissione di un \signal{SIGSEGV}.\\
4078 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \textit{prefaulting} delle pagine di
4079 memoria necessarie alla mappatura (dal kernel
4081 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
4082 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
4083 privata cui solo il processo chiamante ha
4084 accesso. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
4085 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
4086 riportati sul file e saranno immediatamente
4087 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
4089 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
4090 \const{MAP\_STACK} & Al momento è ignorato, è stato fornito (dal kernel
4091 2.6.27) a supporto della implementazione dei
4092 thread nelle \acr{glibc}, per allocare memoria in
4093 uno spazio utilizzabile come \textit{stack} per le
4094 architetture hardware che richiedono un
4095 trattamento speciale di quest'ultimo.\\
4096 \const{MAP\_UNINITIALIZED}& Specifico per i sistemi embedded ed
4097 utilizzabile dal kernel 2.6.33 solo se è stata
4098 abilitata in fase di compilazione dello stesso
4100 \texttt{CONFIG\_MMAP\_ALLOW\_UNINITIALIZED}. Se
4101 usato le pagine di memoria usate nella mappatura
4102 anonima non vengono cancellate; questo migliora
4103 le prestazioni sui sistemi con risorse minime, ma
4104 comporta la possibilità di rileggere i dati di
4105 altri processi che han chiuso una mappatura, per
4106 cui viene usato solo quando (come si suppone sia
4107 per i sistemi embedded) si ha il completo
4108 controllo dell'uso della memoria da parte degli
4110 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
4111 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
4115 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
4116 \label{tab:file_mmap_flag}
4119 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
4120 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
4122 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
4123 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
4124 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
4125 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
4126 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
4127 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}. Fra questi comunque deve sempre essere
4128 specificato o \const{MAP\_PRIVATE} o \const{MAP\_SHARED} per indicare la
4129 modalità con cui viene effettuata la mappatura.
4131 Esistono infatti due modalità alternative di eseguire la mappatura di un file;
4132 la più comune è \const{MAP\_SHARED} in cui la memoria è condivisa e le
4133 modifiche effettuate su di essa sono visibili a tutti i processi che hanno
4134 mappato lo stesso file. In questo caso le modifiche vengono anche riportate su
4135 disco, anche se questo può non essere immediato a causa della bufferizzazione:
4136 si potrà essere sicuri dell'aggiornamento solo in seguito alla chiamata di
4137 \func{msync} o \func{munmap}, e solo allora le modifiche saranno visibili sul
4138 file con l'I/O convenzionale.
4140 Con \const{MAP\_PRIVATE} invece viene creata una copia privata del file,
4141 questo non viene mai modificato e solo il processo chiamante ha accesso alla
4142 mappatura. Le modifiche eseguite dal processo sulla mappatura vengono
4143 effettuate utilizzando il meccanismo del \textit{copy on write}, mentenute in
4144 memoria e salvate su \textit{swap} in caso di necessità. Non è specificato se
4145 i cambiamenti sul file originale vengano riportati sulla regione mappata.
4147 Gli altri valori di \func{flag} modificano le caratteristiche della
4148 mappatura. Fra questi il più rilevante è probabilmente \const{MAP\_ANONYMOUS}
4149 che consente di creare segmenti di memoria condivisa fra processi diversi
4150 senza appoggiarsi a nessun file (torneremo sul suo utilizzo in
4151 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}). In tal caso gli argomenti \param{fd}
4152 e \param{offset} vangono ignorati, anche se alcune implementazioni richiedono
4153 che invece \param{fd} sia $-1$, convenzione che è opportuno seguire se si ha a
4154 cuore la portabilità dei programmi.
4156 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
4157 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
4158 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria virtuale. Questo
4159 comporta allora una serie di conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di
4160 scrivere su una zona mappata in sola lettura si avrà l'emissione di un segnale
4161 di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento
4162 di memoria relativo non consentono questo tipo di accesso.
4164 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
4165 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
4166 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
4167 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
4168 paginazione, la mappatura in memoria non può che essere eseguita su un
4169 segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una pagina, ed in
4170 generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni effettive del file
4171 o della sezione che si vuole mappare.
4173 \begin{figure}[!htb]
4175 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
4176 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
4177 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
4178 \label{fig:file_mmap_boundary}
4181 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
4182 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
4183 il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
4184 bordo della pagina successiva. In questo caso è possibile accedere a quella
4185 zona di memoria che eccede le dimensioni specificate da \param{length}, senza
4186 ottenere un \signal{SIGSEGV} poiché essa è presente nello spazio di indirizzi
4187 del processo, anche se non è mappata sul file. Il comportamento del sistema è
4188 quello di restituire un valore nullo per quanto viene letto, e di non
4189 riportare su file quanto viene scritto.
4191 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
4192 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
4193 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
4194 quella della mappatura in memoria. In questa situazione, per la sezione di
4195 pagina parzialmente coperta dal contenuto del file, vale esattamente quanto
4196 visto in precedenza; invece per la parte che eccede, fino alle dimensioni date
4197 da \param{length}, l'accesso non sarà più possibile, ma il segnale emesso non
4198 sarà \signal{SIGSEGV}, ma \signal{SIGBUS}, come illustrato in
4199 fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
4201 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
4202 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
4203 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
4204 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
4205 relativi a \textit{pipe}, socket e \textit{fifo}, per i quali non ha senso
4206 parlare di \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di
4207 dispositivo, che non dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si
4208 ricordi quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente
4209 però che esistono anche casi di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al
4210 ponte PCI-VME del chip Universe) che sono utilizzabili solo con questa
4215 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4216 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4217 alla lunghezza richiesta.}
4218 \label{fig:file_mmap_exceed}
4221 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4222 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4223 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4224 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4225 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4226 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4227 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4228 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4231 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4232 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4233 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4234 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4235 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4236 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4237 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4238 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4239 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4241 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4242 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
4243 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
4244 dei file ordinaria illustrata in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il
4245 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
4246 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
4247 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
4249 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia ordinaria queste modifiche
4250 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4251 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4252 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4253 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4255 Per questo è sempre sconsigliabile eseguire scritture su un file attraverso
4256 l'interfaccia ordinaria quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4257 usare l'interfaccia ordinaria per leggere un file mappato in memoria, purché
4258 si abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria
4259 mette a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto
4260 della memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4265 \fdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4266 \fdesc{Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.}
4269 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4270 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4272 \item[\errcode{EBUSY}] si è indicato \const{MS\_INVALIDATE} ma
4273 nell'intervallo di memoria specificato è presente un \textit{memory lock}.
4274 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4275 risulta mappato (prima del kernel 2.4.19).
4276 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4277 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4279 \item[\errcode{ENOMEM}] l'intervallo indicato, o parte di esso, non
4280 risulta mappato (dal kernel 2.4.19).
4285 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4286 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4287 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4288 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4289 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia ordinaria troveranno un contenuto
4290 del file aggiornato.
4296 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4298 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4301 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4302 quando questa è stata completata.\\
4303 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4304 non attendendo che questa sia finita.\\
4305 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4306 in memoria così da rendere necessaria una
4307 rilettura immediata delle stesse.\\
4310 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4311 \label{tab:file_mmap_msync}
4314 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4315 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4316 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4317 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4318 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4319 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4320 valore fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4321 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4322 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4324 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4325 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4330 \fdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4331 \fdesc{Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.}
4334 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
4335 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4337 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4338 precedentemente mappata.
4343 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4344 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4345 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4346 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4347 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4348 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4349 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4350 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4351 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4353 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4354 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4355 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4356 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4357 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4359 % \headdecl{unistd.h}
4360 \headdecl{sys/mman.h}
4362 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4364 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4367 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4368 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4370 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4371 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4372 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4373 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4374 ha solo accesso in lettura.
4375 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4376 % necessarie all'interno del kernel.
4377 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4380 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4385 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4386 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4387 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4388 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4389 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4390 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4392 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4393 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4394 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4395 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4398 \headdecl{sys/mman.h}
4400 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4401 new\_size, unsigned long flags)}
4403 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4405 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4406 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4407 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4410 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4412 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4413 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4414 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4415 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4416 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4417 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4418 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4424 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4425 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4426 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4427 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4428 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4429 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4430 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4431 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4432 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4433 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4434 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4435 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4437 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4438 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4439 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4440 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4441 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4442 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4443 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4445 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4446 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4447 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4448 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4449 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4450 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4452 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4453 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4454 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4455 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4456 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4457 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4458 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4459 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4460 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4461 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4462 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4464 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4465 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4466 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4467 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4468 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4469 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4470 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4471 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4472 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4473 \textit{memory mapping}.
4475 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4476 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4477 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4478 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4479 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4480 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4481 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4482 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4484 \headdecl{sys/mman.h}
4486 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4487 ssize\_t pgoff, int flags)}
4489 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4491 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4492 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4494 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4495 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4496 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4501 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4502 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4503 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4504 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4505 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4506 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4509 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4510 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4511 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4512 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4513 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4514 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4515 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4516 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4518 \itindbeg{prefaulting}
4520 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4521 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4522 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4523 del \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto per migliorare le
4524 prestazioni in certe condizioni di utilizzo del \textit{memory mapping}.
4526 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4527 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della memoria virtuale
4528 è quello per cui la regione mappata viene aggiunta alla \textit{page table}
4529 del processo, ma i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4530 \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla memoria) soltanto in
4531 corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine interessate dal
4532 \textit{memory mapping}.
4534 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4535 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4536 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4537 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \textit{prefaulting} in cui
4538 tutte le pagine di memoria interessate alla mappatura vengono
4539 ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo comportamento viene abilitato
4540 quando si usa con \func{mmap} il flag \const{MAP\_POPULATE}.
4542 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4543 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4544 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \textit{prefaulting} più limitato
4545 in cui vengono popolate solo le pagine della mappatura che già si trovano
4546 nella cache del kernel.\footnote{questo può essere utile per il linker
4547 dinamico, in particolare quando viene effettuato il \textit{prelink} delle
4550 \itindend{prefaulting}
4552 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4553 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4554 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4555 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4556 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4557 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4559 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4560 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4561 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4562 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4563 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4564 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4566 \headdecl{sys/mman.h}
4568 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4570 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4572 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4573 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4575 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4576 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4577 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4578 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4579 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4580 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4581 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4582 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4583 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4584 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4587 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4591 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4592 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4593 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4594 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4595 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4596 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4597 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4598 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4599 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4600 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4601 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4602 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4607 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4609 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4612 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4613 di default usato quando non si è chiamato
4615 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4616 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4617 anticipata con il meccanismo del
4618 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4619 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4620 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4621 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4622 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4623 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4624 scartare immediatamente le pagine una volta che
4625 queste siano state lette.\\
4626 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4627 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4628 deve essere incentivata.\\
4629 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4630 futuro, pertanto le pagine possono essere
4631 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4632 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4633 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4634 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4636 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4637 relativo supporto sottostante; è supportato
4638 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4639 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4640 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4641 ereditato dal processo figlio dopo una
4642 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4643 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4644 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4645 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4646 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4647 causare problemi per l'hardware che esegue
4648 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4649 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4650 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4651 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4652 principalmente ad uso dei sistemi di
4653 virtualizzazione).\footnotemark\\
4656 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4657 \label{tab:madvise_advice_values}
4660 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4663 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4664 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4665 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4666 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4667 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4668 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4669 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4670 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4671 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4672 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4674 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4675 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4676 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4677 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4678 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4679 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4680 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4681 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4682 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4684 \itindend{memory~mapping}
4687 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4688 \label{sec:file_multiple_io}
4690 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4691 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4692 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4693 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4694 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4695 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4696 contare sulla atomicità delle operazioni.
4698 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4699 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4700 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4701 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4702 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4703 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4704 relativi prototipi sono:
4706 \headdecl{sys/uio.h}
4708 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4709 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4711 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4713 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4714 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4715 assumerà uno dei valori:
4717 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4718 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4719 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4720 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4721 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4722 non ci sono dati in lettura.
4723 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4725 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4726 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4727 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4728 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4731 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4732 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4733 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4734 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4735 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4737 \begin{figure}[!htb]
4738 \footnotesize \centering
4739 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4740 \includestruct{listati/iovec.h}
4743 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4745 \label{fig:file_iovec}
4748 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4749 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4750 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4751 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4752 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4753 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4754 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4755 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4756 specificati nel vettore \param{vector}.
4758 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4759 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4760 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4761 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4762 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4763 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4764 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4765 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4767 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4768 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4769 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4770 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4771 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4772 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4773 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4775 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4776 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4777 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4778 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4779 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4780 corrispondenti a quanto aspettato.
4782 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4783 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4784 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4785 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4786 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4787 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4788 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4789 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4790 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4791 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4792 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4793 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4794 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4796 \headdecl{sys/uio.h}
4798 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4800 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4803 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4806 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4807 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4808 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4809 per \var{errno} anche i valori:
4811 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4812 usato come \type{off\_t}.
4813 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una
4819 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4820 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4821 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4822 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4823 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4824 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4826 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4827 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4828 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4829 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4830 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4831 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4835 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4837 \label{sec:file_sendfile_splice}
4839 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4840 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4841 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4842 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4844 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4845 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4846 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4847 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4848 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4849 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4850 questo tipo di situazioni.
4852 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4853 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4854 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4855 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4856 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4857 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4858 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4859 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4860 di \funcd{sendfile} è:
4862 \headdecl{sys/sendfile.h}
4864 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4867 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4869 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4870 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4873 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4874 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4875 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4876 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4878 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4879 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4882 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4886 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4887 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4888 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4889 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4890 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4893 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4894 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4895 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4896 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4897 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4898 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4899 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4900 letti da \param{in\_fd}.
4902 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4903 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4904 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4905 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4906 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4907 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4908 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4909 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4910 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4911 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4912 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4913 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4914 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4915 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4916 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4918 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4919 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4920 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4921 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4922 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4923 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4924 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4925 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4926 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4927 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4928 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4929 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4930 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4931 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4932 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4933 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4935 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4936 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4937 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4938 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4939 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4940 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4941 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4943 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4944 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4945 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4946 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4947 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4948 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4949 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4950 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4951 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4952 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4953 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4954 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4955 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4956 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4957 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4958 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4959 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4960 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4961 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4963 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4964 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4965 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4966 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4967 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4968 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4969 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4970 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4971 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4972 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4973 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4974 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4975 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4976 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4977 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4978 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4981 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4982 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4983 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4984 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4985 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4986 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4987 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4988 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4989 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4990 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4991 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4996 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4997 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4999 Trasferisce dati da un file verso una \textit{pipe} o viceversa.
5001 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5002 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5005 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
5006 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
5007 aperti in lettura o scrittura.
5008 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
5009 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una \textit{pipe},
5011 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
5012 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
5014 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5016 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
5017 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
5022 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
5023 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
5024 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
5025 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
5026 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
5027 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
5028 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
5029 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
5031 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
5032 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
5033 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
5034 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
5035 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
5036 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
5037 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
5038 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
5039 il suddetto file in modalità non bloccante).
5041 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
5042 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
5043 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
5044 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
5045 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
5046 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
5047 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
5048 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
5049 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
5050 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
5051 specificato come valore non nullo.
5053 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
5054 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
5055 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
5056 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
5057 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
5058 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
5059 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
5064 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5066 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5069 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
5070 di memoria contenenti i dati invece di
5071 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
5073 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
5074 bloccante; questo flag influisce solo sulle
5075 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
5076 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
5077 questo significa che la funzione potrà
5078 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
5079 file descriptor (a meno che anch'essi non
5080 siano stati aperti in modalità non
5082 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
5083 ulteriori dati in una \func{splice}
5084 successiva, questo è un suggerimento utile
5085 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
5086 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
5087 solo da \func{splice}, potrà essere
5088 implementato in futuro anche per
5089 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
5090 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
5091 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
5092 se impostato una seguente \func{splice} che
5093 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
5094 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
5095 essere copiate; per usare questa opzione i
5096 dati dovranno essere opportunamente allineati
5097 in posizione ed in dimensione alle pagine di
5098 memoria. Viene usato soltanto da
5102 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
5103 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
5105 \label{tab:splice_flag}
5108 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
5109 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
5110 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
5111 essere spostate dalla \textit{pipe} o il buffer non corrisponda a pagine
5112 intere esse saranno comunque copiate.}
5114 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
5115 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
5116 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
5117 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
5118 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
5120 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
5121 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
5124 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
5125 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
5126 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
5127 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
5128 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
5129 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
5130 fig.~\ref{fig:splice_example}.
5132 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
5133 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
5134 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
5135 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
5136 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
5140 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
5141 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
5142 \label{fig:splicecp_data_flux}
5145 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
5146 (\texttt{\small 13-16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
5147 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
5148 (\texttt{\small 18-22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23-27}) ed
5149 infine (\texttt{\small 28-31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
5151 \begin{figure}[!htbp]
5152 \footnotesize \centering
5153 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5154 \includecodesample{listati/splicecp.c}
5157 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
5159 \label{fig:splice_example}
5162 Il ciclo principale (\texttt{\small 33-58}) inizia con la lettura dal file
5163 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34-35}), in questo
5164 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
5165 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
5166 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
5167 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
5168 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
5169 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
5171 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
5172 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
5173 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
5174 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
5175 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
5176 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
5177 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
5178 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37-44}) c'è stato un
5179 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
5180 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
5181 (\texttt{\small 41-43}).
5183 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
5184 (\texttt{\small 45-57}); questo inizia (\texttt{\small 46-47}) con la
5185 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
5186 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
5187 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
5188 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
5189 del file di destinazione.
5191 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
5192 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
5193 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
5194 (\texttt{\small 48-55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
5195 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
5196 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
5197 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
5198 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
5199 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
5200 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
5201 presenti sul buffer.
5203 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
5204 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
5205 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
5206 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
5207 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
5209 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
5210 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
5211 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
5212 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
5213 genere di migliorare le prestazioni.
5215 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
5216 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
5217 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
5218 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
5219 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
5220 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5222 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5223 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5224 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5228 \headdecl{sys/uio.h}
5230 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5231 nr\_segs, unsigned int flags)}
5233 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5235 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5236 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5239 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5240 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5241 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5242 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5243 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5249 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5250 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5251 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5252 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5253 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5254 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5255 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5256 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5257 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5258 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5259 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5260 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5262 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5263 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5264 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5265 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5266 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5267 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5268 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5269 eseguire una copia dei dati che contengono.
5271 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5272 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5273 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5274 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5275 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5276 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5280 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5283 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5285 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5286 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5289 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5290 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5291 stessa \textit{pipe}.
5292 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5298 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5299 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5300 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5301 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5302 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5303 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5304 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5305 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5306 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5307 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5308 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5309 funzione non bloccante.
5311 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5312 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5313 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della \textit{pipe} è
5314 stato chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5315 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5316 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5317 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5318 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5319 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5320 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5321 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5322 allegati alla guida.
5324 \begin{figure}[!htbp]
5325 \footnotesize \centering
5326 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5327 \includecodesample{listati/tee.c}
5330 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5331 standard input sullo standard output e su un file.}
5332 \label{fig:tee_example}
5335 La prima parte del programma (\texttt{\small 10-35}) si cura semplicemente di
5336 controllare (\texttt{\small 11-14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5337 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15-19}) e che sia lo
5338 standard input (\texttt{\small 20-27}) che lo standard output (\texttt{\small
5339 28-35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5341 Il ciclo principale (\texttt{\small 37-58}) inizia con la chiamata a
5342 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5343 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5344 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5345 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5346 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5347 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5348 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42-44}) o si stampa un messaggio
5349 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44-47}).
5351 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5352 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5353 scrittura (\texttt{\small 50-58}) in cui si ripete una chiamata a
5354 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5355 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5356 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5357 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5359 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5360 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5361 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5362 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5363 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5364 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5365 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5366 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5367 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5368 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5369 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5370 copiati i puntatori.
5372 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5375 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5376 \label{sec:file_fadvise}
5378 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5379 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5380 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5381 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5382 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5383 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5385 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5386 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5387 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5388 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5389 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5390 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5391 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5394 \itindbeg{read-ahead}
5396 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5397 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5398 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5399 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5400 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5401 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5402 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5406 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5408 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5410 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5411 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5413 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5414 valido o non è aperto in lettura.
5415 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5416 file che non supporta l'operazione (come una \textit{pipe} o un socket).
5421 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5422 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5423 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la memoria
5424 virtuale ed il meccanismo della paginazione per cui la lettura viene eseguita
5425 in blocchi corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori
5426 di \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5428 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5429 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5430 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5431 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5432 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5433 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5434 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5435 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5436 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5438 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5439 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5440 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5441 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5442 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5443 nelle operazioni successive.
5445 \itindend{read-ahead}
5447 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5448 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5449 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5450 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5451 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5452 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5453 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5454 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5455 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5456 valore di almeno 600, è:
5460 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5462 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5464 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5465 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5467 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5469 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5470 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5471 (come una \textit{pipe} o un socket).
5472 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una \textit{pipe} o
5473 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5478 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5479 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5480 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5481 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5482 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5483 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5484 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5485 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5486 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5487 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5488 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5489 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5490 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5491 che utilizza semplicemente l'informazione.
5496 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5498 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5501 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5502 riguardo le modalità di accesso, il
5503 comportamento sarà identico a quello che si
5504 avrebbe senza nessun avviso.\\
5505 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5506 accedere ai dati specificati in maniera
5507 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5509 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5510 completamente causale.\\
5511 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5512 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5513 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5516 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5517 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5519 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5522 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5523 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5524 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5525 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5526 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5527 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5528 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5529 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5530 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5531 riportarsi al comportamento di default.
5533 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5534 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5535 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5536 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5537 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5538 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5539 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5540 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5541 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5543 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5544 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5545 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5546 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5547 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5548 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5549 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5550 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5552 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5553 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5554 specifica per le operazioni di scrittura,
5555 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5556 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5557 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5558 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5563 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5565 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5567 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5568 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5569 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5571 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5572 valido o non è aperto in scrittura.
5573 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5575 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5576 la dimensione massima consentita per un file.
5577 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5579 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5581 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una \textit{pipe}.
5586 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5587 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5588 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5589 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5590 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5591 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5592 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5593 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5595 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5596 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5597 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5598 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5599 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5600 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5601 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5602 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5603 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5604 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5605 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5606 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5607 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5609 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5610 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5611 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5612 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5613 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5614 diventa effettivamente disponibile.
5616 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5617 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5618 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5619 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5620 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5621 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5622 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5623 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5624 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5625 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5627 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5628 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5629 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5630 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5631 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5632 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5633 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5635 \headdecl{linux/fcntl.h}
5637 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5639 Prealloca dello spazio disco per un file.
5641 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5642 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5644 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5645 valido aperto in scrittura.
5646 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5647 dimensioni massime di un file.
5648 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5649 minore o uguale a zero.
5650 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5652 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5653 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5654 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5655 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5656 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5658 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5662 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5663 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5664 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5665 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5666 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5667 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5668 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5669 dimensione corrente.
5671 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5672 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5673 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5674 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5677 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5678 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5680 % TODO aggiungere FALLOC_FL_ZERO_RANGE e FALLOC_FL_COLLAPSE_RANGE, inseriti
5681 % nel kernel 3.15 (sul secondo vedi http://lwn.net/Articles/589260/), vedi
5682 % anche http://lwn.net/Articles/629965/
5684 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5685 % http://lwn.net/Articles/432757/
5688 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5689 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5690 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5691 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5692 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5693 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5694 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5695 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5696 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5697 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5698 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5699 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5700 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5701 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5702 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5703 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5704 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5705 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5706 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5707 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5708 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5709 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5710 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5711 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5712 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5713 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5714 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5715 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5716 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5717 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5718 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5719 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5720 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5721 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5722 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5723 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5724 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5725 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5726 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5727 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5728 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5729 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5730 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5731 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5732 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5733 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5734 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5735 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5736 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5737 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5738 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5739 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5740 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5741 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5742 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5745 %%% Local Variables:
5747 %%% TeX-master: "gapil"
5749 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5750 % LocalWords: message kill received means exit