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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere
54 un altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}\itindex{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
87 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
88 \label{sec:file_select}
90 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
91 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
92 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
93 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
94 \funcd{select}, il cui prototipo è:
97 \headdecl{sys/types.h}
99 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
100 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
102 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
105 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
106 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
107 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
109 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
111 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
112 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
113 un valore non valido per \param{timeout}.
115 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
119 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
120 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
121 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
122 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
125 \itindbeg{file~descriptor~set}
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un
131 \itindex{signal~set}\textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset})
132 identifica un insieme di segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file
133 descriptor set} si possono usare delle opportune macro di preprocessore:
135 \headdecl{sys/time.h}
136 \headdecl{sys/types.h}
138 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
139 Inizializza l'insieme (vuoto).
141 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
142 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
144 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
145 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
147 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
148 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
151 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
152 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
153 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
154 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
155 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
156 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
157 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
158 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
159 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
160 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
161 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
163 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
164 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
165 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
166 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
167 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
168 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
169 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
170 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
171 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
173 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
174 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
175 specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
176 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
177 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
178 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
179 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
180 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
181 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
182 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
183 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
184 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
185 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
186 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
187 corrente dei file descriptor.
188 \itindend{file~descriptor~set}
190 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
191 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
192 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
193 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
194 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
195 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
196 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
197 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
198 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
201 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
202 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
203 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
204 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
205 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
206 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
207 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
208 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
209 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
210 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
211 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
213 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
214 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
215 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
216 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
217 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
218 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
219 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
221 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
222 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
223 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
224 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
225 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
226 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
228 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
229 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
230 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
231 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
232 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
233 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
234 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
235 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
236 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
237 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
238 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
239 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
240 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
241 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
242 \begin{prototype}{sys/select.h}
243 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
244 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
246 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
249 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
250 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
251 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
253 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
255 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
256 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
257 un valore non valido per \param{timeout}.
259 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
262 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
263 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
264 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
265 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
266 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
267 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
268 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
271 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
272 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
273 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
274 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
275 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
276 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
277 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
278 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
279 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
280 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
282 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
283 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
284 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
285 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
286 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
287 \includecodesnip{listati/select_race.c}
288 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
289 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
290 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
292 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
293 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
294 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però non è
295 presente la relativa system call, e la funzione è implementata nelle
296 \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man select\_tut}) per cui
297 la possibilità di \itindex{race~condition}\textit{race condition} permane;
298 esiste però una soluzione, chiamata \itindex{self-pipe trick}
299 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
300 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
301 stessa, e indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura
302 all'interno del manipolatore; in questo modo anche se il segnale va perso
303 prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
304 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
305 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
306 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
307 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
308 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
309 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
311 % TODO pselect è stata introdotta nel kernel 2.6.16 (o 15 o 17?) insieme a
312 % ppoll mettere e verificare
315 \subsection{La funzione \func{poll}}
316 \label{sec:file_poll}
318 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
319 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
320 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
321 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
322 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
324 \begin{prototype}{sys/poll.h}
325 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
327 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
330 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
331 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
332 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
334 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
336 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
337 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
338 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
340 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
343 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
344 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
345 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
346 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
347 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
348 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
349 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
350 \textsl{non-bloccante}).
353 \footnotesize \centering
354 \begin{minipage}[c]{15cm}
355 \includestruct{listati/pollfd.h}
358 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
359 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
360 \label{fig:file_pollfd}
363 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
364 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
365 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
366 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
367 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
368 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
369 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
370 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
371 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
372 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
373 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
374 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
376 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
377 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
378 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
379 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
380 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
381 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
382 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
387 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
389 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
392 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
393 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
394 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
395 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
398 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
399 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
400 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
402 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
403 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
404 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
406 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
409 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
410 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
411 \label{tab:file_pollfd_flags}
414 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
415 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
416 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
417 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
418 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
419 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
420 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
421 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
422 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
423 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
424 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
425 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
426 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
427 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
428 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
429 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
431 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
432 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
433 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
434 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
435 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
436 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
440 % TODO accennare a ppoll
442 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
443 %\label{sec:file_epoll}
448 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
449 \label{sec:file_asyncronous_access}
451 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
452 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
453 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
454 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
455 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
456 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
457 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
458 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
459 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
460 operazioni di I/O volute.
463 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
464 \label{sec:file_asyncronous_operation}
466 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
467 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
468 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
469 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
470 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
471 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
472 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
474 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
475 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
476 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
477 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
478 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
481 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
482 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
483 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
484 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
485 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
486 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
487 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
488 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
489 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
490 \textit{signal driven I/O}.
492 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
493 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
494 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
495 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
496 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
497 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
498 percentuale) sono diventati attivi.
500 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
501 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
502 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
503 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
504 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
505 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
506 verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
507 POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
508 riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
509 fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
510 \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
511 gestore installata con il flag \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto
512 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
514 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
515 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
516 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
517 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
518 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
519 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
520 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
521 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
522 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
523 descriptor che ha generato il segnale.
525 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
526 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
527 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
528 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
529 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
530 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
531 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
532 la coda. Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
533 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
534 invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
535 i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
536 file diventati attivi.
538 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
541 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
542 \label{sec:file_asyncronous_lease}
544 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
545 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
546 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
547 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
548 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
549 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
550 non prevede alcun meccanismo per cui un processo possa essere
551 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
552 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
553 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
554 \const{SIGHUP} che, per convenzione adottata dalla gran parte di detti
555 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
556 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
559 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
560 generale comporterebbe un notevole aumento di complessità dell'architettura
561 della gestione dei file, per fornire una funzionalità necessaria soltanto in
562 casi particolari. Dato che all'origine di Unix i soli programmi che potevano
563 avere una tale esigenza erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base
564 della progettazione, che era di far fare al kernel solo le operazioni
565 strettamente necessarie e lasciare tutto il resto a processi in user space,
566 non era stata prevista nessuna funzionalità di notifica.
568 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
569 tipo (molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad interfaccia
570 grafica) sono state successivamente introdotte delle estensioni che
571 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
572 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
573 \itindex{polling}\textit{polling}.
575 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
576 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
577 supportano meccanismi simili). Esse sono realizzate, e solo a partire dalla
578 versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni \textsl{comandi}
579 aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che
580 divengono disponibili soltanto se si è definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}
581 prima di includere \file{fcntl.h}.
585 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
586 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
587 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
588 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
589 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
592 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
593 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
594 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
595 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
596 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
597 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
598 real-time.} e si è installato il manipolatore del segnale con
599 \const{SA\_SIGINFO} si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura
600 \struct{siginfo\_t} il valore del file descriptor del file sul quale è stato
601 compiuto l'accesso; in questo modo un processo può mantenere anche più di un
604 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
605 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
606 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
607 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
608 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
609 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
611 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
612 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
613 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
614 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
615 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
616 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
617 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
622 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
624 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
627 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
628 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
629 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
632 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
633 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
634 \const{F\_GETLEASE}.}
635 \label{tab:file_lease_fctnl}
638 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
639 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
640 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
641 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
642 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
643 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
645 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
646 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
647 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
648 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
649 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
650 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
651 \const{CAP\_LEASE}) può acquisire \textit{lease} su qualunque file.
653 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
654 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
655 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
656 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
657 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
658 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
659 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
660 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
661 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
662 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
663 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
664 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
665 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
666 operazioni di lettura e scrittura.
668 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
669 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
670 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
671 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
672 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
673 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
674 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
675 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
676 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
677 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
680 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
681 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
682 \file{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
683 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
684 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
685 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
686 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
687 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
688 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
691 \index{file!notify|(}
693 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
694 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
695 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file viene
696 modificato, che è quanto necessario ad esempio ai programma di gestione dei
697 file dei vari desktop grafici.
699 Per risolvere questo problema è stata allora creata un'altra interfaccia che
700 consente di richiedere una notifica quando una directory, o di uno qualunque
701 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
702 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma questo
703 può essere modificato e si può ottenere nel manipolatore il file descriptor
704 che è stato modificato dal contenuto della struttura \struct{siginfo\_t}.
708 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
709 certa directory eseguendo \func{fcntl} su un file descriptor \param{fd}
710 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
711 l'argomento \param{arg} serve ad indicare per quali classi eventi si vuole
712 ricevere la notifica, e prende come valore una maschera binaria composta
713 dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
714 tab.~\ref{tab:file_notify}.
719 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
721 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
724 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
725 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
726 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
727 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
728 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
729 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
730 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
731 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
732 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
734 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
735 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
736 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
737 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
738 directory (con \func{rename}).\\
739 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
740 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
742 \const{DN\_MULTISHOT}& richiede una notifica permanente di tutti gli
746 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
747 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
748 \label{tab:file_notify}
751 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando
752 \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una sola
753 volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
754 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta se
755 desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
756 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
757 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
758 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
759 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
760 specificare un valore nullo.
762 \index{file!notify|)}
772 % TODO inserire anche inotify
776 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
777 \label{sec:file_asyncronous_io}
779 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
780 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
781 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
782 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
783 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
784 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
785 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
787 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
788 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
789 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente}system call lente), essa è
790 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
791 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
792 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
793 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
794 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
797 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
798 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
799 di thread. Per le versioni del kernel meno recenti esiste una implementazione
800 di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc}, che è realizzata
801 completamente in user space, ed è accessibile linkando i programmi con la
802 libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire dalla 2.5.32) è
803 stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per l'I/O asincrono.
805 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
806 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
807 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
808 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
809 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
810 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
811 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
814 \footnotesize \centering
815 \begin{minipage}[c]{15cm}
816 \includestruct{listati/aiocb.h}
819 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
821 \label{fig:file_aiocb}
824 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
825 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
826 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
827 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
828 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
829 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
830 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
831 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
832 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
833 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
834 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
835 del blocco di dati da trasferire.
837 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
838 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
839 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
840 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
841 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
842 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
843 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
844 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
845 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
846 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
847 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
850 \footnotesize \centering
851 \begin{minipage}[c]{15cm}
852 \includestruct{listati/sigevent.h}
855 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
856 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
857 \label{fig:file_sigevent}
860 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
861 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
862 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
863 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
864 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
865 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
866 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
867 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
868 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
869 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
870 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
871 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
873 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
874 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
875 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
876 \var{sigev\_notify\_attribute}.
879 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
880 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
881 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
882 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
886 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
887 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
889 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
890 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
893 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
894 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
896 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
897 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
898 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
899 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
900 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
905 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
906 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
907 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
908 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
909 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
910 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
911 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
912 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
914 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
915 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
916 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
917 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
918 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
919 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
920 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
921 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
924 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
925 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
926 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
927 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
928 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
929 errore; il suo prototipo è:
930 \begin{prototype}{aio.h}
931 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
933 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
936 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
937 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
941 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
942 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
943 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
944 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
945 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
946 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
947 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
948 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
951 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
952 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
953 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
954 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
956 \begin{prototype}{aio.h}
957 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
959 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
962 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
966 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
967 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
968 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
969 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
970 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
972 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
973 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
974 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
975 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
976 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
979 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
980 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
981 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
982 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
984 \begin{prototype}{aio.h}
985 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
987 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
989 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
990 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
991 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
994 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
995 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
996 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
997 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
998 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
999 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1000 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1001 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1003 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1004 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1005 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1006 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1007 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1009 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1010 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1011 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1012 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1014 \begin{prototype}{aio.h}
1015 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1017 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1020 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1021 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1022 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1026 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1027 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1028 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1029 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1030 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
1031 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
1032 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
1034 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
1035 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
1036 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
1037 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
1038 cancellazione sono state già completate,
1040 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
1043 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
1044 corso e non sono state cancellate.
1047 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
1048 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
1049 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
1050 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
1051 del loro avvenuto completamento.
1053 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
1054 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
1055 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
1056 specifica operazione; il suo prototipo è:
1057 \begin{prototype}{aio.h}
1058 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
1061 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
1062 operazioni specificate da \param{list}.
1064 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
1065 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1068 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1070 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1071 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1076 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
1077 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
1078 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
1079 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
1080 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
1081 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
1082 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
1083 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
1084 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
1086 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
1087 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
1088 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
1089 \begin{prototype}{aio.h}
1090 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
1093 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
1094 secondo la modalità \param{mode}.
1096 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1097 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1099 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
1101 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
1102 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
1103 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
1104 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
1105 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
1110 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
1111 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
1112 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
1113 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
1114 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
1115 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1116 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
1117 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
1118 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
1120 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
1121 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
1122 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
1125 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
1126 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
1127 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
1128 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
1129 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
1130 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
1131 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
1135 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
1136 \label{sec:file_advanced_io}
1138 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
1139 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
1140 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
1141 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
1142 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
1143 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria}.
1146 \subsection{I/O vettorizzato}
1147 \label{sec:file_multiple_io}
1149 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
1150 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
1151 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
1152 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
1153 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
1154 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
1157 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
1158 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
1159 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
1160 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
1161 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
1162 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
1163 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
1166 \headdecl{sys/uio.h}
1168 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1169 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
1172 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
1173 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
1174 specificati da \param{vector}.
1176 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
1177 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1178 assumerà uno dei valori:
1180 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1181 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
1182 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
1183 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
1184 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
1185 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
1186 non ci sono dati in lettura.
1187 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
1189 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
1190 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
1191 \var{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
1192 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
1195 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
1196 fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
1197 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
1198 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
1200 \begin{figure}[!htb]
1201 \footnotesize \centering
1202 \begin{minipage}[c]{15cm}
1203 \includestruct{listati/iovec.h}
1206 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
1208 \label{fig:file_iovec}
1211 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
1212 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
1213 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
1214 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
1215 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
1216 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
1219 \subsection{File mappati in memoria}
1220 \label{sec:file_memory_map}
1222 \itindbeg{memory~mapping}
1223 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
1224 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
1225 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
1226 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
1227 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
1228 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
1230 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
1231 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
1232 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
1233 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
1234 del file attraverso il sistema della memoria virtuale\index{memoria~virtuale}
1235 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
1236 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
1237 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
1238 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
1239 \textsl{memoria mappata su file}.
1243 \includegraphics[width=14cm]{img/mmap_layout}
1244 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1245 mappatura in memoria di un file.}
1246 \label{fig:file_mmap_layout}
1249 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
1250 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1251 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1252 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1253 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1254 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1257 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
1258 virtuale,\index{memoria~virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
1259 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
1260 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1261 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1262 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1265 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1266 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1267 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1268 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1269 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1271 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1272 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1273 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1278 \headdecl{sys/mman.h}
1280 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1283 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
1285 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1286 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1287 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1289 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1290 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1291 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1292 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1293 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1294 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1295 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1296 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1297 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1298 dimensione delle pagine).
1299 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1300 \param{fd} è aperto in scrittura.
1301 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
1302 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
1303 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1304 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1305 numero di mappature possibili.
1306 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1308 \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
1309 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
1310 l'opzione \texttt{noexec}.
1311 \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
1312 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1317 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1318 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1319 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1320 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1326 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1328 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1331 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1332 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1333 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1334 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1337 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1338 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1339 \label{tab:file_mmap_prot}
1343 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1344 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1345 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1346 questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table}\textit{page
1347 table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
1348 accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
1349 che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
1350 segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1351 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1352 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1353 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1355 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
1356 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1357 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1358 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1359 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1360 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1365 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1367 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1370 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1371 da \param{start}, se questo non può essere usato
1372 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1373 valore di \param{start} deve essere allineato
1374 alle dimensioni di una pagina. \\
1375 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1376 riportati sul file e saranno immediatamente
1377 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1378 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1379 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1380 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
1381 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1382 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1383 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1384 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1385 privata cui solo il processo chiamante ha
1386 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1387 il meccanismo del \textit{copy on
1388 write}\itindex{copy~on~write} e
1389 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1390 specificato se i cambiamenti sul file originale
1391 vengano riportati sulla regione
1392 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1393 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1394 \textit{DoS}\itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
1395 (veniva usato per segnalare che tentativi di
1396 scrittura sul file dovevano fallire con
1397 \errcode{ETXTBSY}).\\
1398 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1399 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1400 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1401 \textit{copy on write}\itindex{copy~on~write}
1403 modifiche fatte alla regione mappata, in
1404 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1405 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1406 un \const{SIGSEGV}. \\
1407 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1409 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} stack. Indica
1410 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1411 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1412 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1413 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1414 ignorati.\footnotemark\\
1415 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1416 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
1417 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
1418 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
1419 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
1420 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
1421 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
1422 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
1423 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
1424 necessarie alla mappatura. \\
1425 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
1426 non causa I/O.\footnotemark \\
1427 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
1428 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
1432 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1433 \label{tab:file_mmap_flag}
1437 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1438 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1439 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della memoria
1440 virtuale.\index{memoria~virtuale} Questo comporta allora una serie di
1441 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1442 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1443 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1444 consentono questo tipo di accesso.
1446 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1447 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1448 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1449 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1450 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1451 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1452 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1453 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
1455 \footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1457 \footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1458 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1460 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
1461 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
1462 parleremo più avanti.}
1464 \begin{figure}[!htb]
1466 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
1467 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1468 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1469 \label{fig:file_mmap_boundary}
1473 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
1474 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
1475 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
1476 bordo della pagina successiva.
1478 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1479 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1480 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1481 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1482 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1485 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1486 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1487 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1488 quella della mappatura in memoria.
1490 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1491 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1492 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1493 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1494 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1496 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1497 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1498 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1499 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1500 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1501 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1502 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1503 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1504 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1505 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1509 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
1510 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1511 alla lunghezza richiesta.}
1512 \label{fig:file_mmap_exceed}
1515 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1516 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1517 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1518 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1519 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1520 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1521 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1522 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1525 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1526 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1527 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1528 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1529 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1530 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1531 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1532 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1533 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1535 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1536 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1537 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1538 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1539 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1540 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1541 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1543 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1544 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1545 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1546 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1547 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1549 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1550 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1551 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1552 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1553 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1554 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1557 \headdecl{sys/mman.h}
1559 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1561 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1563 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1564 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1566 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
1567 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
1569 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1570 precedentemente mappata.
1575 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1576 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1577 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1578 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1579 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1580 del file aggiornato.
1585 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1587 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1590 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1591 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1592 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1596 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1597 \label{tab:file_mmap_rsync}
1600 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1601 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1602 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1603 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1604 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1605 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1606 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1607 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1608 aggiornate ai nuovi valori.
1610 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1611 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1614 \headdecl{sys/mman.h}
1616 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1618 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1620 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1621 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1623 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1624 precedentemente mappata.
1629 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
1630 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
1631 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1632 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
1633 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1634 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
1635 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
1636 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
1637 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
1639 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
1640 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
1641 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
1642 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
1643 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
1645 % \headdecl{unistd.h}
1646 \headdecl{sys/mman.h}
1648 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
1650 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
1653 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1654 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1656 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
1657 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
1658 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
1659 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
1660 ha solo accesso in lettura.
1661 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
1662 % necessarie all'interno del kernel.
1663 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
1666 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
1671 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
1672 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
1673 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
1674 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
1675 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
1676 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
1679 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
1680 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
1681 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
1682 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
1685 \headdecl{sys/mman.h}
1687 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
1688 new\_size, unsigned long flags)}
1690 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
1692 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
1693 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
1694 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
1697 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
1699 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
1700 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
1701 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
1702 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
1703 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
1704 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
1705 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
1711 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
1712 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
1713 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
1714 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
1715 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
1716 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
1717 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
1718 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
1719 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
1720 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
1721 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
1722 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
1724 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
1725 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
1726 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
1727 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
1728 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
1729 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
1730 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
1732 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
1733 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
1734 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
1735 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
1736 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
1737 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
1739 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
1740 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
1741 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
1742 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
1743 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
1744 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
1745 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
1746 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
1747 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
1748 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
1749 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
1751 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
1752 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
1753 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
1754 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
1755 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
1756 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
1757 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
1758 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
1759 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
1760 \textit{memory mapping}.
1762 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
1763 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
1764 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
1765 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
1766 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
1767 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
1768 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
1769 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
1771 \headdecl{sys/mman.h}
1773 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
1774 ssize\_t pgoff, int flags)}
1776 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
1778 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1779 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1781 \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
1782 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
1783 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
1788 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
1789 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
1790 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
1791 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
1792 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
1793 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
1796 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
1797 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
1798 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
1799 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
1800 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
1801 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
1802 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
1803 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
1805 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
1806 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
1807 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
1808 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
1809 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
1810 \textit{memory mapping}.
1812 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
1813 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
1814 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
1815 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
1816 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
1817 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
1818 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
1819 interessate dal \textit{memory mapping}.
1821 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
1822 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
1823 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
1824 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
1825 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
1826 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
1827 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
1828 \const{MAP\_POPULATE}.
1830 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
1831 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
1832 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
1833 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
1834 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
1835 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
1836 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
1838 \itindend{memory~mapping}
1842 %\subsection{I \textit{raw} device}
1843 %\label{sec:file_raw_device}
1848 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
1849 %\label{sec:file_io_port}
1851 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
1852 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
1855 \section{Il file locking}
1856 \label{sec:file_locking}
1858 \index{file!locking|(}
1860 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1861 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1862 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1863 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
1864 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
1865 in cui essi opereranno.
1867 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
1868 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
1869 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
1870 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
1871 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
1874 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1875 evitare le \textit{race condition}\itindex{race~condition}, attraverso una
1876 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
1877 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
1878 delle operazioni di scrittura.
1882 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1883 \label{sec:file_record_locking}
1885 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1886 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1887 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1888 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1889 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
1890 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1891 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1892 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1893 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1894 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1895 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1896 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1897 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1898 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1899 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1900 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1901 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1902 utilizzando le relative funzioni.
1904 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1905 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1906 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1907 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1908 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1909 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1910 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1911 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1912 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1913 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1914 proteggere il loro accesso in lettura.
1916 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1917 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1918 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1919 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1920 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1921 proteggere il suo accesso in scrittura.
1926 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1928 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1930 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1933 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1934 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1937 \caption{Tipologie di file locking.}
1938 \label{tab:file_file_lock}
1941 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1942 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1943 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1944 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1945 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1946 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1948 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1949 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1950 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1951 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1952 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1953 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1954 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1955 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
1956 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1957 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1958 menzionate, nel successo della richiesta.
1960 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1961 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1962 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1963 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1964 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1968 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1969 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1970 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1973 \subsection{La funzione \func{flock}}
1974 \label{sec:file_flock}
1976 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1977 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1978 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1979 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1981 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1983 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1984 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1986 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1987 specificato \const{LOCK\_NB}.
1992 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1993 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1994 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1995 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1996 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
2001 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2003 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2006 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
2007 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
2008 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
2009 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
2010 richiesta di un \textit{file lock}.\\
2013 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
2014 \label{tab:file_flock_operation}
2017 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
2018 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
2019 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
2020 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
2021 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
2022 usare \const{LOCK\_UN}.
2024 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
2025 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
2026 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
2027 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
2028 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
2030 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
2031 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
2032 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
2033 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
2034 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
2035 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
2036 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
2037 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
2038 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
2039 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
2040 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
2041 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
2042 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
2043 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
2044 diversi che aprono lo stesso file.
2048 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
2049 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2050 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
2051 \label{fig:file_flock_struct}
2054 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
2055 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
2056 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
2057 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
2058 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
2059 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
2060 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
2061 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
2062 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
2063 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
2064 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
2066 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
2067 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
2068 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
2069 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
2070 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
2071 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
2072 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
2073 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
2075 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
2076 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
2077 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
2078 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
2079 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
2080 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
2081 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
2082 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
2083 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
2084 \func{fork}, anche su processi diversi.
2086 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
2087 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
2088 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
2089 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
2090 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
2091 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
2092 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
2093 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
2094 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
2096 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
2097 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
2098 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
2099 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
2100 server supportino questa funzionalità.
2103 \subsection{Il file locking POSIX}
2104 \label{sec:file_posix_lock}
2106 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
2107 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
2108 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
2109 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
2110 essa viene usata solo secondo il prototipo:
2111 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
2113 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2115 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2116 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2118 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
2119 \textit{file lock} da parte di altri processi.
2120 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2121 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
2122 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
2123 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
2124 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
2125 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
2126 \textit{deadlock}\itindex{deadlock}. Non è garantito che il sistema
2127 riconosca sempre questa situazione.
2128 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
2129 di poter acquisire un lock.
2131 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
2135 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
2136 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
2137 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
2138 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
2139 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
2140 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
2141 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
2142 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
2143 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
2146 \begin{figure}[!bht]
2147 \footnotesize \centering
2148 \begin{minipage}[c]{15cm}
2149 \includestruct{listati/flock.h}
2152 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
2154 \label{fig:struct_flock}
2158 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
2159 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
2160 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
2161 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
2162 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
2163 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
2164 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
2165 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
2167 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
2168 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
2169 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
2170 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
2171 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
2172 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
2173 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
2178 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2180 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2183 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
2184 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
2185 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
2188 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
2189 \label{tab:file_flock_type}
2192 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
2193 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
2194 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
2195 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
2196 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
2197 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
2198 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
2200 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
2201 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
2202 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
2203 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
2204 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2205 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
2206 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
2207 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
2208 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
2209 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
2210 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
2211 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
2212 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
2213 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
2214 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
2216 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
2217 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
2218 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
2219 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
2220 con un errore di \errcode{EINTR}.
2223 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
2224 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
2225 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
2226 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
2227 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
2228 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
2229 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
2230 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
2231 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
2232 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
2234 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
2235 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
2236 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
2237 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
2238 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
2239 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
2240 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
2241 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
2242 stato effettivamente acquisito.
2245 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
2246 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.}
2247 \label{fig:file_flock_dead}
2250 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
2251 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
2252 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
2253 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
2254 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
2255 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
2256 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
2257 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
2258 porta ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}, dato che a quel punto anche
2259 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
2260 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
2261 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
2262 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
2264 \begin{figure}[!bht]
2265 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
2266 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
2267 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
2268 \label{fig:file_posix_lock}
2272 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
2273 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
2274 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
2275 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
2276 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
2277 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
2278 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
2279 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
2280 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
2281 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
2282 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
2283 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
2284 usato.} il lock è sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in
2285 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
2286 voce nella file table, ma con il valore del \acr{pid} del processo.
2288 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
2289 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
2290 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
2291 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
2292 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
2293 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
2294 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
2295 ed aggiunto alla lista.
2297 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
2298 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
2299 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
2300 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
2301 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
2302 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
2303 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
2304 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
2305 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
2307 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
2308 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
2309 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
2310 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
2311 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
2312 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
2313 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
2314 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
2315 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
2317 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
2318 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
2319 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
2320 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
2321 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
2322 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
2323 avranno sempre successo.
2325 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
2326 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
2327 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
2328 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
2329 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
2330 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
2331 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
2332 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
2333 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
2334 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
2335 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
2336 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
2337 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
2338 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
2339 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
2340 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
2341 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
2342 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
2344 \begin{figure}[!htb]
2345 \footnotesize \centering
2346 \begin{minipage}[c]{15cm}
2347 \includecodesample{listati/Flock.c}
2350 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
2351 \label{fig:file_flock_code}
2354 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
2355 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
2356 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
2357 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
2358 allegato nella directory dei sorgenti).
2360 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
2361 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
2362 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
2363 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
2364 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
2365 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
2366 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
2367 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
2368 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
2369 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
2370 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
2371 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
2373 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
2374 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
2375 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
2376 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
2377 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
2378 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
2379 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
2380 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
2383 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
2384 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
2385 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
2386 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
2387 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
2388 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
2389 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
2390 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
2391 esegue (\texttt{\small 41}).
2393 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
2394 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
2395 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
2396 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
2397 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
2398 lock vengono rilasciati.
2400 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
2401 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
2402 all'interno di un terminale il seguente comando:
2405 \begin{minipage}[c]{12cm}
2407 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
2410 \end{minipage}\vspace{1mm}
2412 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
2413 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
2414 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
2415 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
2416 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
2417 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
2420 \begin{minipage}[c]{12cm}
2422 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
2423 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2425 \end{minipage}\vspace{1mm}
2427 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
2428 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
2429 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
2430 file con il comando:
2433 \begin{minipage}[c]{12cm}
2435 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2436 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2438 \end{minipage}\vspace{1mm}
2440 se invece blocchiamo una regione con:
2443 \begin{minipage}[c]{12cm}
2445 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
2448 \end{minipage}\vspace{1mm}
2450 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
2451 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
2452 sovrappongono avremo che:
2455 \begin{minipage}[c]{12cm}
2457 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
2458 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2460 \end{minipage}\vspace{1mm}
2462 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
2466 \begin{minipage}[c]{12cm}
2468 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
2471 \end{minipage}\vspace{1mm}
2473 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
2474 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
2477 \begin{minipage}[c]{12cm}
2479 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
2480 Failed lock: Resource temporarily unavailable
2482 \end{minipage}\vspace{1mm}
2484 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2486 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2487 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2488 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2492 \begin{minipage}[c]{12cm}
2494 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2496 \end{minipage}\vspace{1mm}
2498 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2499 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2503 \begin{minipage}[c]{12cm}
2505 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2507 \end{minipage}\vspace{1mm}
2509 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2510 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2511 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2512 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2515 \begin{minipage}[c]{12cm}
2517 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2520 \end{minipage}\vspace{3mm}
2523 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2524 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2525 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2526 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2529 \begin{minipage}[c]{12cm}
2531 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2534 \end{minipage}\vspace{1mm}
2536 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2537 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2538 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2539 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2543 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2544 \label{sec:file_lockf}
2546 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2547 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2548 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2549 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2550 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2551 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2553 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2555 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2556 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2558 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2559 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2560 file è mappato in memoria.
2561 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2562 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2564 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2568 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2569 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2570 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2575 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2577 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2580 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2581 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2582 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2583 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2584 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2585 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2586 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2587 con un OR aritmetico dei valori.\\
2590 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2591 \label{tab:file_lockf_type}
2594 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2595 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2596 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2597 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2598 affatto equivalente a \func{flock}).
2602 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2603 \label{sec:file_mand_locking}
2605 \itindbeg{mandatory~locking|(}
2607 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2608 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2609 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2610 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2611 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2612 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2614 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2615 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
2616 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma
2617 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
2618 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
2619 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
2620 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
2621 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
2622 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
2623 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2624 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2625 sez.~\ref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato
2626 (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale
2627 quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2629 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2630 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
2631 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
2632 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
2633 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
2634 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
2635 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
2636 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
2637 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
2638 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
2639 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
2640 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
2643 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2644 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2645 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2646 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2648 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2649 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2650 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2651 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2652 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2655 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2656 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2657 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2658 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2660 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2661 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2662 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2663 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2666 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2667 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2668 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2669 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2670 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2671 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2672 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2673 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2674 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2676 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2677 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2678 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2679 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2680 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2681 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2682 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2683 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2684 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2685 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2686 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2687 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2688 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2689 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2690 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2691 possibilità di modificare il file.
2692 \index{file!locking|)}
2693 \itindend{mandatory~locking|(}
2698 %%% Local Variables:
2700 %%% TeX-master: "gapil"
2703 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
2704 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
2705 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
2706 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
2707 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
2708 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
2709 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
2710 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
2711 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
2712 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
2713 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
2714 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
2715 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
2716 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
2717 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
2718 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
2719 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
2720 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
2721 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
2722 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
2723 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
2724 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
2725 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
2726 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
2727 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
2728 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
2729 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
2730 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
2731 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
2732 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
2733 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
2734 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
2735 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
2736 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
2737 % LocalWords: SVID UX Documentation