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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, che non sono state trattate in \capref{cha:file_unix_interface},
16 dove ci si è limitati ad una panoramica delle funzioni base. In particolare
17 tratteremo delle funzioni di input/output avanzato e del \textit{file
21 \section{Le funzioni di I/O avanzato}
22 \label{sec:file_advanced_io}
24 In questa sezione esamineremo le funzioni che permettono una gestione più
25 sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle che permettono di gestire
26 l'accesso contemporaneo a più file, per concludere con la gestione dell'I/O
30 \subsection{La modalità di I/O \textsl{non-bloccante}}
31 \label{sec:file_noblocking}
33 Abbiamo visto in \secref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
34 \textit{fast} e \textit{slow} system call, che in certi casi le funzioni di
35 I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si ricordi però che questo può
36 accadere solo per le pipe, i socket\index{socket} ed alcuni file di
37 dispositivo\index{file!di dispositivo}; sui file normali le funzioni di
38 lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni di
39 lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore
40 su cui si sta operando.
42 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
43 affrontare nelle operazioni di I/O, che è quello che si verifica quando si
44 devono eseguire operazioni che possono bloccarsi su più file descriptor:
45 mentre si è bloccati su uno di essi su di un'altro potrebbero essere presenti
46 dei dati; così che nel migliore dei casi si avrebbe una lettura ritardata
47 inutilmente, e nel peggiore si potrebbe addirittura arrivare ad un
48 \textit{deadlock}\index{deadlock}.
50 Abbiamo già accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile prevenire
51 questo tipo di comportamento aprendo un file in modalità
52 \textsl{non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK} nella
53 chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output che
54 altrimenti si sarebbero bloccate ritornano immediatamente, restituendo
55 l'errore \errcode{EAGAIN}.
57 L'utilizzo di questa modalità di I/O permette di risolvere il problema
58 controllando a turno i vari file descriptor, in un ciclo in cui si ripete
59 l'accesso fintanto che esso non viene garantito. Ovviamente questa tecnica,
60 detta \textit{polling}\index{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene
61 costantemente impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle system
62 call che nella gran parte dei casi falliranno. Per evitare questo, come
63 vedremo in \secref{sec:file_multiplexing}, è stata introdotta una nuova
64 interfaccia di programmazione, che comporta comunque l'uso della modalità di
69 \subsection{L'I/O multiplexing}
70 \label{sec:file_multiplexing}
72 Per superare il problema di dover usare il \textit{polling}\index{polling} per
73 controllare la possibilità di effettuare operazioni su un file aperto in
74 modalità non bloccante, sia BSD che System V hanno introdotto delle nuove
75 funzioni in grado di sospendere l'esecuzione di un processo in attesa che
76 l'accesso diventi possibile. Il primo ad introdurre questa modalità di
77 operazione, chiamata usualmente \textit{I/O multiplexing}, è stato
78 BSD,\footnote{la funzione è apparsa in BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è
79 stata portata su tutti i sistemi che supportano i
80 \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System V.} con la
81 funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
84 \headdecl{sys/types.h}
86 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
87 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
89 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
92 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
93 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
94 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
96 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
98 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
99 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo.
101 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
105 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
106 \tabref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
107 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
108 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
111 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
112 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
113 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
114 file descriptor, (in maniera analoga a come un \textit{signal set}, vedi
115 \secref{sec:sig_sigset}, identifica un insieme di segnali). Per la
116 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
117 opportune macro di preprocessore:
119 \headdecl{sys/time.h}
120 \headdecl{sys/types.h}
122 \funcdecl{FD\_ZERO(fd\_set *set)}
123 Inizializza l'insieme (vuoto).
125 \funcdecl{FD\_SET(int fd, fd\_set *set)}
126 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
128 \funcdecl{FD\_CLR(int fd, fd\_set *set)}
129 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
131 \funcdecl{FD\_ISSET(int fd, fd\_set *set)}
132 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
135 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
136 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
137 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
138 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma
139 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
140 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
143 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
144 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
145 effettuare una lettura, il secondo, \param{writefds}, per verificare la
146 possibilità effettuare una scrittura ed il terzo, \param{exceptfds}, per
147 verificare l'esistenza di condizioni eccezionali (come i messaggi urgenti su
148 un \textit{socket}\index{socket}, vedi \secref{sec:xxx_urgent}).
150 La funzione inoltre richiede anche di specificare, tramite l'argomento
151 \param{n}, un valore massimo del numero dei file descriptor usati
152 nell'insieme; si può usare il già citato \const{FD\_SETSIZE}, oppure il numero
153 più alto dei file descriptor usati nei tre insiemi, aumentato di uno.
155 Infine l'argomento \param{timeout}, specifica un tempo massimo di
156 attesa\footnote{il tempo è valutato come \textit{elapsed time}.} prima che la
157 funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende
158 indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura
159 \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
160 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
162 La funzione restituisce il totale dei file descriptor pronti nei tre insiemi,
163 il valore zero indica sempre che si è raggiunto un timeout. Ciascuno dei tre
164 insiemi viene sovrascritto per indicare quale file descriptor è pronto per le
165 operazioni ad esso relative, in modo da poterlo controllare con la macro
166 \const{FD\_ISSET}. In caso di errore la funzione restituisce -1 e gli insiemi
169 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
170 impostandolo al tempo restante; questo è utile quando la funzione viene
171 interrotta da un segnale, in tal caso infatti si ha un errore di
172 \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in questo modo non è
173 necessario ricalcolare tutte le volte il tempo rimanente.\footnote{questo può
174 causare problemi di portabilità sia quando si trasporta codice scritto su
175 Linux che legge questo valore, sia quando si usano programmi scritti per
176 altri sistemi che non dispongono di questa caratteristica e ricalcolano
177 \param{timeout} tutte le volte. In genere la caratteristica è disponibile
178 nei sistemi che derivano da System V e non disponibile per quelli che
181 Come accennato l'interfaccia di \func{select} è una estensione di BSD; anche
182 System V ha introdotto una sua interfaccia per gestire l'\textit{I/O
183 multiplexing}, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
184 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
185 call a partire dal kernel 2.1.23 e dalle \acr{libc} 5.4.28.} il cui
187 \begin{prototype}{sys/poll.h}
188 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
190 La funzione attente un cambiamento di stato per uno dei file descriptor
191 specificati da \param{ufds}.
193 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività in
194 caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout; in caso di errore viene
195 restituito -1 ed \var{errno} assumerà uno dei valori:
197 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
199 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
201 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
204 La funzione tiene sotto controllo un numero \param{ndfs} di file descriptor
205 specificati attraverso un vettore di puntatori a strutture \struct{pollfd}, la
206 cui definizione è riportata in \figref{fig:file_pollfd}. Come \func{select}
207 anche \func{poll} permette di interrompere l'attesa dopo un certo tempo, che
208 va specificato attraverso \param{timeout} in numero di millisecondi (un valore
209 negativo indica un'attesa indefinita).
212 \footnotesize \centering
213 \begin{minipage}[c]{15cm}
214 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
216 int fd; /* file descriptor */
217 short events; /* requested events */
218 short revents; /* returned events */
223 \caption{La struttura \struct{pollfd}, utilizzata per specificare le modalità
224 di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
225 \label{fig:file_pollfd}
228 Per ciascun file da controllare deve essere opportunamente predisposta una
229 struttura \struct{pollfd}; nel campo \var{fd} deve essere specificato il file
230 descriptor, mentre nel campo \var{events} il tipo di evento su cui si vuole
231 attendere; quest'ultimo deve essere specificato come maschera binaria dei
232 primi tre valori riportati in \tabref{tab:file_pollfd_flags} (gli altri
233 vengono utilizzati solo per \var{revents} come valori in uscita).
238 \begin{tabular}[c]{|l|c|l|}
240 \textbf{Flag} & \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
243 \const{POLLIN} & 0x001 & È possibile la lettura immediata.\\
244 \const{POLLPRI} & 0x002 & Sono presenti dati urgenti.\\
245 \const{POLLOUT} & 0x004 & È possibile la scrittura immediata.\\
247 \const{POLLERR} & 0x008 & C'è una condizione di errore.\\
248 \const{POLLHUP} & 0x010 & Si è verificato un hung-up.\\
249 \const{POLLNVAL} & 0x020 & Il file descriptor non è aperto.\\
251 \const{POLLRDNORM}& 0x040 & Sono disponibili in lettura dati normali.\\
252 \const{POLLRDBAND}& 0x080 & Sono disponibili in lettura dati ad alta
254 \const{POLLWRNORM}& 0x100 & È possibile la scrittura di dati normali. \\
255 \const{POLLWRBAND}& 0x200 & È possibile la scrittura di dati ad
257 \const{POLLMSG} & 0x400 & Estensione propria di Linux.\\
260 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
261 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
262 \label{tab:file_pollfd_flags}
265 La funzione ritorna, restituendo il numero di file per i quali si è verificata
266 una delle condizioni di attesa richieste od un errore. Lo stato dei file
267 all'uscita della funzione viene restituito nel campo \var{revents} della
268 relativa struttura \struct{pollfd}, che viene impostato alla maschera binaria
269 dei valori riportati in \tabref{tab:file_pollfd_flags}, ed oltre alle tre
270 condizioni specificate tramite \var{events} può riportare anche l'occorrere di
271 una condizione di errore.
273 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
274 multiplexing}, che è stata introdotto con le ultime revisioni dello standard
275 (POSIX 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). Esso prevede che tutte le funzioni
276 ad esso relative vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che
277 sostituisce i precedenti, ed aggiunge a \func{select} una nuova funzione
278 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
279 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
280 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
281 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
282 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
283 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
284 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
285 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
286 \begin{prototype}{sys/select.h}
287 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
288 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
290 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
293 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
294 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
295 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
297 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
299 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
300 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo.
302 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
305 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
306 struttura \struct{timespec} per indicare con maggiore precisione il timeout e
307 non ne aggiorna il valore in caso di interruzione, inoltre prende un argomento
308 aggiuntivo \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si
309 veda \secref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da
310 questa immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno
313 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
314 race condition\footnote{in Linux però, non esistendo una system call apposita,
315 la funzione è implementata nelle \acr{glibc} usando \func{select}, e la
316 possibilità di una race condition\index{race condition} resta.} quando si
317 deve eseguire un test su una variabile assegnata da un gestore sulla base
318 dell'occorrenza di un segnale per decidere se lanciare \func{select}. Fra il
319 test e l'esecuzione è presente una finestra in cui potrebbe arrivare il
320 segnale che non sarebbe rilevato; la race condition\index{race condition}
321 diventa superabile disabilitando il segnale prima del test e riabilitandolo
322 poi grazie all'uso di \param{sigmask}.
326 \subsection{L'I/O asincrono}
327 \label{sec:file_asyncronous_io}
329 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} è quella di
330 fare ricorso al cosiddetto \textsl{I/O asincrono}. Il concetto base
331 dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni di I/O non attendono il
332 completamento delle operazioni prima di ritornare, così che il processo non
333 viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio possibile effettuare una
334 richiesta preventiva di dati, in modo da poter effettuare in contemporanea le
335 operazioni di calcolo e quelle di I/O.
337 Abbiamo accennato in \secref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
338 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
339 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
340 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
341 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
342 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
343 \secref{sec:file_fcntl}).
345 In realtà in questo caso non si tratta di I/O asincrono vero e proprio, quanto
346 di un meccanismo asincrono di notifica delle variazione dello stato del file
347 descriptor; quello che succede è che il sistema genera un segnale (normalmente
348 \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri) tutte le volte che diventa
349 possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa
350 modalità. Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di
351 \func{fcntl}, quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale.
353 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
354 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
355 hanno buone prestazioni. In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
356 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
357 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
358 percentuale) sono diventati attivi.
360 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
361 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando sono
362 più di uno, qual'è il file descriptor responsabile dell'emissione del segnale.
363 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali che permettono di
364 superare il problema facendo ricorso alle informazioni aggiuntive restituite
365 attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa
366 \var{sa\_sigaction} del gestore (si riveda quanto illustrato in
367 \secref{sec:sig_sigaction}).
369 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
370 (vedi \secref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
371 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
372 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
373 gestore tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
374 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
375 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
376 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
377 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
378 descriptor che ha generato il segnale.
380 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo dotati di
381 una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo file descriptor;
382 inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella risposta a seconda del
383 segnale usato. In questo modo si può identificare immediatamente un file su
384 cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di funzioni
385 come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura la coda;
386 si eccedono le dimensioni di quest'ultima; in tal caso infatti il kernel, non
387 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
388 invierà al suo posto un \const{SIGIO}, su cui si accumuleranno tutti i segnali
389 in eccesso, e si dovrà determinare al solito modo quali sono i file diventati
392 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
393 varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
394 file per i quali le funzioni di I/O sono system call lente), essa è comunque
395 limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
396 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
397 standard POSIX.1b definisce anche una interfaccia apposita per l'I/O
398 asincrono, che prevede un insieme di funzioni dedicate, completamente separate
399 rispetto a quelle usate normalmente.
401 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
402 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
403 di thread. Al momento\footnote{fino ai kernel della serie 2.4.x, nella serie
404 2.5.x è però iniziato un lavoro completo di riscrittura di tutto il sistema
405 di I/O, che prevede anche l'introduzione di un nuovo layer per l'I/O
406 asincrono (effettuato a partire dal 2.5.32).} esiste una sola versione
407 stabile di questa interfaccia, quella delle \acr{glibc}, che è realizzata
408 completamente in user space. Esistono comunque vari progetti sperimentali
409 (come il KAIO della SGI, o i patch di Benjamin La Haise) che prevedono un
410 supporto diretto da parte del kernel.
412 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
413 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
414 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
415 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
416 \file{aio.h}, è riportata in \figref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
417 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
418 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
421 \footnotesize \centering
422 \begin{minipage}[c]{15cm}
423 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
426 int aio_fildes; /* File descriptor. */
427 off_t aio_offset; /* File offset */
428 int aio_lio_opcode; /* Operation to be performed. */
429 int aio_reqprio; /* Request priority offset. */
430 volatile void *aio_buf; /* Location of buffer. */
431 size_t aio_nbytes; /* Length of transfer. */
432 struct sigevent aio_sigevent; /* Signal number and value. */
437 \caption{La struttura \struct{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
439 \label{fig:file_aiocb}
442 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
443 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek},
444 pertanto terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
445 contemporanee effettuabili su un singolo file.
447 Ogni operazione deve inizializzare opportunamente un \textit{control block}.
448 Il file descriptor su cui operare deve essere specificato tramite il campo
449 \var{aio\_fildes}; dato che più operazioni possono essere eseguita in maniera
450 asincrona, il concetto di posizione corrente sul file viene a mancare;
451 pertanto si deve sempre specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione
452 sul file da cui i dati saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve
453 essere specificato l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in
454 \var{aio\_nbytes} la lunghezza del blocco di dati da trasferire.
456 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
457 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
458 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
459 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
460 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
461 partire da quella del processo chiamante (vedi \secref{sec:proc_priority}),
462 cui viene sottratto il valore di questo campo.
464 Il campo \var{aio\_lio\_opcode} è usato soltanto dalla funzione
465 \func{lio\_listio}, che, come vedremo più avanti, permette di eseguire con una
466 sola chiamata una serie di operazioni, usando un vettore di \textit{control
467 block}. Tramite questo campo si specifica quale è la natura di ciascuna di
471 \footnotesize \centering
472 \begin{minipage}[c]{15cm}
473 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
476 sigval_t sigev_value;
479 sigev_notify_function;
480 sigev_notify_attributes;
485 \caption{La struttura \struct{sigevent}, usata per specificare le modalità di
486 notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
487 \label{fig:file_sigevent}
490 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
491 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
492 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
493 riportata in \secref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è quello
494 che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
495 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
496 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
497 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
498 chiamante il segnale specificato nel campo \var{sigev\_signo}, se il
499 gestore è installato con \const{SA\_SIGINFO}, il gli verrà restituito
500 il valore di \var{sigev\_value} in come valore del campo \var{si\_value} per
502 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
503 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function},
504 con gli attributi specificati da \var{sigev\_notify\_attribute}.
507 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
508 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
509 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
510 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
514 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
515 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
517 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
518 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
521 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
522 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
524 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
525 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
526 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
527 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
528 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
533 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
534 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
535 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
536 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
537 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
538 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
539 \secref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
540 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
542 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
543 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
544 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
545 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
546 richiesta. Questo comporta che occorre evitare di usare per \param{aiocbp}
547 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
548 un ulteriore operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
549 generale per ogni operazione di I/O asincrono si deve utilizzare una diversa
550 struttura \struct{aiocb}.
552 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
553 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
554 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
555 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
556 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
557 errore; il suo prototipo è:
558 \begin{prototype}{aio.h}
559 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
561 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
564 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
565 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
569 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
570 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
571 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
572 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
573 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
574 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
575 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
576 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
579 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
580 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito \errcode{EINPROGRESS},
581 si potrà usare la seconda funzione dell'interfaccia, \funcd{aio\_return}, che
582 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
584 \begin{prototype}{aio.h}
585 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
587 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
590 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
594 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
595 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
596 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
597 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
598 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
600 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
601 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
602 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
603 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
604 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
607 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
608 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O, essa è
609 compiuta dalla funzione \func{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
610 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
612 \begin{prototype}{aio.h}
613 {ssize\_t aio\_return(int op, struct aiocb *aiocbp)}
615 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
617 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
618 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
619 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
622 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
623 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
624 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
625 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
626 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
627 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
628 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
629 \secref{sec:file_sync}).
631 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
632 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
633 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
634 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
635 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
637 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
638 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
639 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
640 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
642 \begin{prototype}{aio.h}
643 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
645 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
648 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
649 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
650 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
654 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
655 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
656 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
657 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
658 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
659 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
660 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
662 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
663 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
664 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
665 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
666 cancellazione sono state già completate,
668 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
671 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
672 corso e non sono state cancellate.
675 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
676 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
677 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
678 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
679 del loro avvenuto completamento.
681 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
682 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
683 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
684 specifica operazione; il suo prototipo è:
685 \begin{prototype}{aio.h}
686 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
689 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
690 operazioni specificate da \param{list}.
692 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
693 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
696 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
698 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
699 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
704 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
705 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
706 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
707 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
708 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
709 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
710 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
711 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
712 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
714 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
715 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
716 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
717 \begin{prototype}{aio.h}
718 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
721 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
722 secondo la modalità \param{mode}.
724 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
725 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
727 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
729 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
730 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
735 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
736 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
737 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
738 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
739 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
740 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
741 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
742 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
743 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
745 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
746 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
747 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
750 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
751 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
752 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
753 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
754 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
755 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
756 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
761 \subsection{I/O vettorizzato}
762 \label{sec:file_multiple_io}
764 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
765 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
766 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
767 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
768 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
769 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
772 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
773 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
774 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
775 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
776 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
777 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
778 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
783 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
784 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
787 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
788 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
789 specificati da \param{vector}.
791 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
792 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
793 assumerà uno dei valori:
795 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
796 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
797 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
798 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
799 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
800 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
801 non ci sono dati in lettura.
802 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
804 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
805 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
806 \func{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
807 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
810 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
811 \figref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
812 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
813 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
816 \footnotesize \centering
817 \begin{minipage}[c]{15cm}
818 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
820 __ptr_t iov_base; /* Starting address */
821 size_t iov_len; /* Length in bytes */
826 \caption{La struttura \struct{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
828 \label{fig:file_iovec}
831 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
832 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
833 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
834 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
835 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
836 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
839 \subsection{File mappati in memoria}
840 \label{sec:file_memory_map}
842 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
843 rispetto a quella classica vista in \capref{cha:file_unix_interface}, è il
844 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
845 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
846 \secref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
847 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo. Il meccanismo è
848 illustrato in \figref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del file viene
849 riportata direttamente nello spazio degli indirizzi del programma. Tutte le
850 operazioni su questa zona verranno riportate indietro sul file dal meccanismo
851 della memoria virtuale che trasferirà il contenuto di quel segmento sul file
852 invece che nella swap, per cui si può parlare tanto di file mappato in
853 memoria, quanto di memoria mappata su file.
857 \includegraphics[width=9.5cm]{img/mmap_layout}
858 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
859 mappatura in memoria di un file.}
860 \label{fig:file_mmap_layout}
863 Tutto questo comporta una notevole semplificazione delle operazioni di I/O, in
864 quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer intermedi su cui
865 appoggiare i dati da traferire, ma questi potranno essere acceduti
866 direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa interfaccia è
867 più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette di caricare in
868 memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad un dato
871 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
872 virtuale, la sezione di memoria mappata su cui si opera sarà a sua volta letta
873 o scritta sul file una pagina alla volta e solo per le parti effettivamente
874 usate, il tutto in maniera completamente trasparente al processo; l'accesso
875 alle pagine non ancora caricate avverrà allo stesso modo con cui vengono
876 caricate in memoria le pagine che sono state salvate sullo swap.
878 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un
879 file vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi
880 vengono scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni
881 il cui solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
882 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
884 L'interfaccia prevede varie funzioni per la gestione del \textit{memory mapped
885 I/O}, la prima di queste è \funcd{mmap}, che serve ad eseguire la mappatura
886 in memoria di un file; il suo prototipo è:
890 \headdecl{sys/mman.h}
892 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
895 Esegue la mappatura in memoria del file \param{fd}.
897 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
898 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
899 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
901 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
902 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
903 \item[\errcode{EACCES}] Il file descriptor non si riferisce ad un file
904 regolare, o si è richiesto \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è
905 aperto in lettura, o si è richiesto \const{MAP\_SHARED} e impostato
906 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o
907 si è impostato \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in
908 \textit{append-only}.
909 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
910 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
911 dimensione delle pagine).
912 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
913 \param{fd} è aperto in scrittura.
914 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria.
915 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
916 numero di mappature possibili.
917 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
923 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
924 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
925 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
926 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
932 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
934 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
937 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
938 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
939 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
940 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
943 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
944 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
945 \label{tab:file_mmap_prot}
949 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
950 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
951 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
952 questi segmenti il kernel mantiene nella \textit{page table} la mappatura
953 sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura,
954 esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella che si chiama una
955 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
956 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
957 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
958 riportati in \tabref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
959 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
961 L'argomento \param{flags} specifica infine qual'è il tipo di oggetto mappato,
962 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
963 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
964 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
965 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
966 \tabref{tab:file_mmap_flag}.
971 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
973 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
976 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
977 da \param{start}, se questo non può essere usato
978 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
979 valore di \param{start} deve essere allineato
980 alle dimensioni di una pagina. \\
981 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
982 riportati sul file e saranno immediatamente
983 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
984 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
985 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
986 \func{unmap}), e solo allora le modifiche saranno
987 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
988 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
989 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
990 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
991 privata cui solo il processo chiamante ha
992 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
994 \textit{copy on write}\index{copy on write} e
995 salvate su swap in caso di necessità. Non è
996 specificato se i cambiamenti sul file originale
997 vengano riportati sulla regione
998 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
999 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1000 \textit{DoS}\index{DoS} (veniva usato per
1001 segnalare che tentativi di scrittura sul file
1002 dovevano fallire con \errcode{ETXTBSY}).\\
1003 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1004 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1005 delle pagine di swap ad uso del meccanismo di
1006 \textit{copy on write}\index{copy on write}
1008 modifiche fatte alla regione mappata, in
1009 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1010 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1011 un \const{SIGSEGV}. \\
1012 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1014 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica
1015 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1016 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1017 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1018 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1019 ignorati.\footnotemark\\
1020 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1021 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, deprecato.\\
1024 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1025 \label{tab:file_mmap_flag}
1028 \footnotetext{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1030 \footnotetext{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1031 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1033 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1034 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1035 tutto quanto è comunque basato sul basato sul meccanismo della memoria
1036 virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più ovvia è che
1037 se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si avrà
1038 l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}), dato che
1039 i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo tipo di
1042 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1043 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1044 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1045 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1046 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1047 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1048 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1049 effettive del file o della sezione che si vuole mappare. Il caso più comune è
1050 quello illustrato in \figref{fig:file_mmap_boundary}, in cui la sezione di
1051 file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso verrà il file sarà
1052 mappato su un segmento di memoria che si estende fino al bordo della pagina
1057 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_boundary}
1058 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1059 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1060 \label{fig:file_mmap_boundary}
1064 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1065 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1066 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1067 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1068 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1071 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1072 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1073 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1074 quella della mappatura in memoria.
1078 \includegraphics[width=13cm]{img/mmap_exceed}
1079 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1080 alla lunghezza richiesta.}
1081 \label{fig:file_mmap_exceed}
1084 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1085 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1086 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1087 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1088 \const{SIGBUS}, come illustrato in \figref{fig:file_mmap_exceed}.
1090 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1091 in \figref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1092 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1093 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1094 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1095 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1096 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1097 \secref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi di
1098 dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1099 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1101 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1102 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1103 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1104 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1105 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1106 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1107 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1108 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1111 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1112 esso associati (di cui si è trattato in \secref{sec:file_file_times}). Il
1113 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1114 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1115 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1116 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1117 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1118 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1119 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1121 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1122 direttamente dalla memoria virtuale, occorre essere consapevoli delle
1123 interazioni che possono esserci con operazioni effettuate con l'interfaccia
1124 standard dei file di \capref{cha:file_unix_interface}. Il problema è che una
1125 volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura saranno
1126 eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal sistema
1127 della memoria virtuale.
1129 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1130 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1131 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1132 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1133 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1135 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1136 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1137 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1138 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1139 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1140 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1143 \headdecl{sys/mman.h}
1145 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1147 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1149 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1150 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1152 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di \const{PAGESIZE},
1153 o si è specificato un valore non valido per \param{flags}.
1154 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1155 precedentemente mappata.
1160 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1161 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1162 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1163 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1164 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1165 del file aggiornato.
1170 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1172 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1175 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1176 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1177 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1181 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1182 \label{tab:file_mmap_rsync}
1185 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1186 dei valori riportati in \tabref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1187 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1188 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1189 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1190 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1191 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1192 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1193 aggiornate ai nuovi valori.
1195 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1196 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1199 \headdecl{sys/mman.h}
1201 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1203 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1205 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1206 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1208 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1209 precedentemente mappata.
1214 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato attraverso
1215 \param{start} e \param{length}, ed ogni successivo accesso a tale regione
1216 causerà un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1217 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria, e la mappatura di tutte le
1218 pagine contenute (anche parzialmente) nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1219 Indicare un intervallo che non contiene pagine mappate non è un errore.
1221 Alla conclusione del processo, ogni pagina mappata verrà automaticamente
1222 rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per effettuare la
1223 mappatura in memoria non ha alcun effetto sulla stessa.
1226 \section{Il file locking}
1227 \label{sec:file_locking}
1229 \index{file!locking|(}
1230 In \secref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1231 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1232 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1233 in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
1234 stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.
1236 Questo causa la possibilità di race condition\index{race condition}; in
1237 generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo che
1238 scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere informazioni
1239 scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui diversi
1240 processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output sul
1243 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1244 evitare le race condition\index{race condition}, attraverso una serie di
1245 funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di altri
1246 processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle
1247 operazioni di scrittura.
1251 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1252 \label{sec:file_record_locking}
1254 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1255 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1256 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1257 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1258 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discretionary file
1259 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1260 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1261 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1262 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1263 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1264 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1265 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1266 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1267 che le funzioni \func{read} o \func{write} non risentono affatto della
1268 presenza di un eventuale \textit{lock}, e che sta ai vari processi controllare
1269 esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi, implementando
1270 un opportuno protocollo.
1272 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1273 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1274 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1275 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1276 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1277 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1278 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1279 file affinché non venga modificato mentre lo si legge. Si parla appunto di
1280 \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono richiedere
1281 contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per proteggere il loro
1284 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1285 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1286 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1287 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1288 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1289 proteggere il suo accesso in scrittura.
1294 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1296 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1298 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1301 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1302 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1305 \caption{Tipologie di file locking.}
1306 \label{tab:file_file_lock}
1309 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1310 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1311 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1312 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1313 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1314 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1316 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1317 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1318 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1319 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1320 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1321 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1322 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1323 delle varie possibilità è riassunta in \tabref{tab:file_file_lock}.
1325 Si tenga presente infine che il controllo di accesso è effettuato quando si
1326 apre un file, l'unico controllo residuo è che il tipo di lock che si vuole
1327 ottenere deve essere compatibile con le modalità di apertura dello stesso (di
1328 lettura per un read lock e di scrittura per un write lock).
1331 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1332 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1333 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1336 \subsection{La funzione \func{flock}}
1337 \label{sec:file_flock}
1339 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1340 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1341 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1342 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1344 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1346 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1347 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1349 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1350 specificato \const{LOCK\_NB}.
1355 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1356 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1357 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1358 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1359 \tabref{tab:file_flock_operation}.
1364 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1366 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1369 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
1370 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
1371 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
1372 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
1373 richiesta di un \textit{file lock}.\\
1376 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
1377 \label{tab:file_flock_operation}
1380 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
1381 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
1382 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
1383 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
1384 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
1385 usare \const{LOCK\_UN}.
1387 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
1388 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
1389 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
1390 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
1391 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
1393 In \figref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
1394 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
1395 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
1396 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
1397 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
1398 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
1399 accennato in \figref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
1400 mantenuti un una \textit{linked list}\index{linked list} di strutture
1401 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
1402 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
1403 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
1404 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
1405 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
1406 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
1407 diversi che aprono lo stesso file.
1411 \includegraphics[width=12.5cm]{img/file_flock}
1412 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1413 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
1414 \label{fig:file_flock_struct}
1417 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
1418 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
1419 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
1420 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
1421 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
1422 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
1423 kernel secondo lo schema di \figref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni
1424 nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel
1425 campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i
1426 lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
1427 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
1429 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
1430 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
1431 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
1432 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in \secref{sec:file_dup} e
1433 \secref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
1434 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
1435 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
1436 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
1438 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
1439 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
1440 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
1441 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
1442 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
1443 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
1444 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
1445 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
1446 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
1447 \func{fork}, anche su processi diversi.
1449 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
1450 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
1451 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
1452 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
1453 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
1454 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
1455 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
1456 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
1457 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
1459 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
1460 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
1461 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
1462 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
1463 server supportino questa funzionalità.
1466 \subsection{Il file locking POSIX}
1467 \label{sec:file_posix_lock}
1469 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
1470 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
1471 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
1472 \secref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
1473 essa viene usata solo secondo il prototipo:
1474 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
1476 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1478 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1479 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1481 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
1482 \textit{file lock} da parte di altri processi.
1483 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1484 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
1485 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
1486 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
1487 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
1488 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
1489 \textit{deadlock}\index{deadlock}. Non è garantito che il sistema
1490 riconosca sempre questa situazione.
1491 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
1492 di poter acquisire un lock.
1494 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
1498 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
1499 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
1500 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
1501 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
1502 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
1503 (la cui definizione è riportata in \figref{fig:struct_flock}) nella quale
1504 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
1505 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
1506 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
1509 \begin{figure}[!bht]
1510 \footnotesize \centering
1511 \begin{minipage}[c]{15cm}
1512 \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
1514 short int l_type; /* Type of lock: F_RDLCK, F_WRLCK, or F_UNLCK. */
1515 short int l_whence; /* Where `l_start' is relative to (like `lseek'). */
1516 off_t l_start; /* Offset where the lock begins. */
1517 off_t l_len; /* Size of the locked area; zero means until EOF. */
1518 pid_t l_pid; /* Process holding the lock. */
1523 \caption{La struttura \struct{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
1525 \label{fig:struct_flock}
1529 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
1530 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
1531 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
1532 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
1533 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
1534 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
1535 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
1536 relative descrizioni in \secref{sec:file_lseek}).
1538 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
1539 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
1540 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
1541 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
1542 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
1543 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
1544 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
1546 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
1547 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
1548 \tabref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente uno
1549 \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un lock
1550 precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo in
1551 caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e riporta
1552 il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
1557 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1559 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1562 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
1563 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
1564 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
1567 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
1568 \label{tab:file_flock_type}
1571 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
1572 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
1573 \param{cmd} che, come già riportato in \secref{sec:file_fcntl}, specifica
1574 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
1575 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1576 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
1577 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
1578 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
1579 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
1580 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
1581 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
1582 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
1583 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
1584 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
1585 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
1587 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
1588 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
1589 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
1590 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
1591 con un errore di \errcode{EINTR}.
1594 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
1595 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
1596 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
1597 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
1598 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
1599 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
1600 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
1601 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
1602 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
1603 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
1605 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
1606 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
1607 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
1608 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
1609 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
1610 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
1611 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
1612 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
1613 stato effettivamente acquisito.
1616 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
1617 \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\index{deadlock}.}
1618 \label{fig:file_flock_dead}
1621 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
1622 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
1623 \figref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
1624 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
1625 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
1626 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
1627 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
1628 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
1629 porta ad un \textit{deadlock}\index{deadlock}, dato che a quel punto anche il
1630 processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo. Per
1631 questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo, ed
1632 impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che cerca
1633 di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.
1635 \begin{figure}[!bht]
1636 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
1637 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1638 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
1639 \label{fig:file_posix_lock}
1643 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
1644 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto \secref{sec:file_flock})
1645 esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal kernel. Lo schema delle
1646 strutture utilizzate è riportato in \figref{fig:file_posix_lock}; come si vede
1647 esso è molto simile all'analogo di \figref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in
1648 questo caso nella figura si sono evidenziati solo i campi di
1649 \struct{file\_lock} significativi per la semantica POSIX, in particolare
1650 adesso ciascuna struttura contiene, oltre al \acr{pid} del processo in
1651 \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata grazie ai campi
1652 \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la stessa, solo
1653 che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
1654 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato.} il lock è
1655 sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in questo caso la titolarità
1656 non viene identificata con il riferimento ad una voce nella file table, ma con
1657 il valore del \acr{pid} del processo.
1659 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
1660 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la linked list delle strutture
1661 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
1662 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
1663 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
1664 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
1665 negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
1667 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
1668 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
1669 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
1670 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
1671 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
1672 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
1673 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
1674 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
1675 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
1677 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
1678 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
1679 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
1680 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
1681 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
1682 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
1683 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
1684 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
1685 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
1687 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
1688 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un'altro
1689 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
1690 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
1691 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
1692 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
1693 avranno sempre successo.
1695 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
1696 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
1697 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
1698 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
1699 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
1700 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
1701 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
1702 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
1703 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
1704 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
1705 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
1706 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
1707 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
1708 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
1709 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
1710 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
1711 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
1712 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
1714 \begin{figure}[!htb]
1715 \footnotesize \centering
1716 \begin{minipage}[c]{15cm}
1717 \begin{lstlisting}{}
1718 int main(int argc, char *argv[])
1720 int type = F_UNLCK; /* lock type: default to unlock (invalid) */
1721 off_t start = 0; /* start of the locked region: default to 0 */
1722 off_t len = 0; /* length of the locked region: default to 0 */
1723 int fd, res, i; /* internal variables */
1724 int bsd = 0; /* semantic type: default to POSIX */
1725 int cmd = F_SETLK; /* lock command: default to non-blocking */
1726 struct flock lock; /* file lock structure */
1728 if ((argc - optind) != 1) { /* There must be remaing parameters */
1729 printf("Wrong number of arguments %d\n", argc - optind);
1732 if (type == F_UNLCK) { /* There must be a -w or -r option set */
1733 printf("You should set a read or a write lock\n");
1736 fd = open(argv[optind], O_RDWR); /* open the file to be locked */
1737 if (fd < 0) { /* on error exit */
1738 perror("Wrong filename");
1742 if (bsd) { /* if BSD locking */
1743 /* rewrite cmd for suitables flock operation values */
1744 if (cmd == F_SETLKW) { /* if no-blocking */
1745 cmd = LOCK_NB; /* set the value for flock operation */
1747 cmd = 0; /* default is null */
1749 if (type == F_RDLCK) cmd |= LOCK_SH; /* set for shared lock */
1750 if (type == F_WRLCK) cmd |= LOCK_EX; /* set for exclusive lock */
1751 res = flock(fd, cmd); /* esecute lock */
1752 } else { /* if POSIX locking */
1753 /* setting flock structure */
1754 lock.l_type = type; /* set type: read or write */
1755 lock.l_whence = SEEK_SET; /* start from the beginning of the file */
1756 lock.l_start = start; /* set the start of the locked region */
1757 lock.l_len = len; /* set the length of the locked region */
1758 res = fcntl(fd, cmd, &lock); /* do lock */
1760 /* check lock results */
1761 if (res) { /* on error exit */
1762 perror("Failed lock");
1764 } else { /* else write message */
1765 printf("Lock acquired\n");
1767 pause(); /* stop the process, use a signal to exit */
1773 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
1774 \label{fig:file_flock_code}
1777 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
1778 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
1779 intero file usando la semantica BSD; in \figref{fig:file_flock_code} è
1780 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
1781 allegato nella directory dei sorgenti).
1783 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
1784 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
1785 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
1786 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
1787 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
1788 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
1789 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
1790 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
1791 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
1792 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
1793 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
1794 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
1796 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
1797 un parametro (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
1798 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
1799 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
1800 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
1801 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
1802 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
1803 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
1806 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
1807 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
1808 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
1809 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
1810 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
1811 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
1812 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
1813 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
1814 esegue (\texttt{\small 41}).
1816 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
1817 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
1818 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
1819 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
1820 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
1821 lock vengono rilasciati.
1823 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
1824 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
1825 all'interno di un terminale il seguente comando:
1828 \begin{minipage}[c]{12cm}
1830 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
1833 \end{minipage}\vspace{1mm}
1835 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
1836 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
1837 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
1838 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
1839 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
1840 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
1843 \begin{minipage}[c]{12cm}
1845 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
1846 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1848 \end{minipage}\vspace{1mm}
1850 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
1851 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
1852 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
1853 file con il comando:
1856 \begin{minipage}[c]{12cm}
1858 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1859 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1861 \end{minipage}\vspace{1mm}
1863 se invece blocchiamo una regione con:
1866 \begin{minipage}[c]{12cm}
1868 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
1871 \end{minipage}\vspace{1mm}
1873 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
1874 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
1875 sovrappongono avremo che:
1878 \begin{minipage}[c]{12cm}
1880 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
1881 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1883 \end{minipage}\vspace{1mm}
1885 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
1889 \begin{minipage}[c]{12cm}
1891 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
1894 \end{minipage}\vspace{1mm}
1896 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
1897 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
1900 \begin{minipage}[c]{12cm}
1902 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
1903 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1905 \end{minipage}\vspace{1mm}
1907 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
1909 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
1910 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
1911 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
1915 \begin{minipage}[c]{12cm}
1917 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
1919 \end{minipage}\vspace{1mm}
1921 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
1922 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
1926 \begin{minipage}[c]{12cm}
1928 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1930 \end{minipage}\vspace{1mm}
1932 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
1933 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
1934 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
1935 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
1938 \begin{minipage}[c]{12cm}
1940 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1943 \end{minipage}\vspace{3mm}
1946 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
1947 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
1948 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
1949 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
1952 \begin{minipage}[c]{12cm}
1954 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
1957 \end{minipage}\vspace{1mm}
1959 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
1960 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
1961 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
1962 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
1966 \subsection{La funzione \func{lockf}}
1967 \label{sec:file_lockf}
1969 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
1970 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
1971 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
1972 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
1973 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
1974 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
1976 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1978 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1979 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1981 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
1982 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
1983 file è mappato in memoria.
1984 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1985 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
1987 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
1991 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
1992 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
1993 \tabref{tab:file_lockf_type}.
1998 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2000 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2003 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2004 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2005 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2006 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2007 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2008 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2009 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2010 con un OR aritmetico dei valori.\\
2013 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2014 \label{tab:file_lockf_type}
2017 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2018 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2019 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2020 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2021 affatto equivalente a \func{flock}).
2025 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2026 \label{sec:file_mand_locking}
2028 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2029 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2030 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2031 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2032 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2033 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2035 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2036 utilizzo particolare del bit \acr{sgid}. Se si ricorda quanto esposto in
2037 \secref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma utilizzato per cambiare il
2038 group-ID effettivo con cui viene eseguito un programma, ed è pertanto sempre
2039 associato alla presenza del permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando
2040 questo bit su un file senza permesso di esecuzione in un sistema che supporta
2041 il \textit{mandatory locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il
2042 file in questione. In questo modo una combinazione dei permessi
2043 originariamente non contemplata, in quanto senza significato, diventa
2044 l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2045 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2046 \secref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato (come
2047 misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale quando
2048 esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2050 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2051 neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
2052 file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
2053 inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
2054 rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa
2055 operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory
2056 locking} si può bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura
2057 su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo l'abilitazione del
2058 mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem
2059 per filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
2060 \func{mount} riportata in \tabref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
2061 \cmd{mand} per il comando).
2063 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2064 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2065 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2066 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2068 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2069 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2070 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2071 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2072 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2075 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2076 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2077 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2078 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2080 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2081 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2082 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2083 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2086 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2087 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2088 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2089 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2090 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2091 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2092 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2093 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2094 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2096 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2097 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2098 abbiamo trattato in \secref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2099 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2100 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2101 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2102 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2103 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2104 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2105 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2106 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2107 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2108 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2109 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2110 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2111 possibilità di modificare il file.
2112 \index{file!locking|)}
2117 %%% Local Variables:
2119 %%% TeX-master: "gapil"