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12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
33 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
34 sequenza in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
98 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
107 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
127 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
152 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
157 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
158 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
161 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
162 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
164 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
165 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
166 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
167 per \param{operation}.
168 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
170 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
171 specificato \const{LOCK\_NB}.
173 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
177 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
178 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
179 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
180 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
181 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
186 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
188 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
191 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
193 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
194 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
195 richiesta di un \textit{file lock}.\\
198 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
199 \label{tab:file_flock_operation}
202 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
203 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
204 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
205 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
206 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
207 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
208 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
210 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
211 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
212 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
213 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
214 facendo fallire la riacquisizione.
216 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
217 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
218 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
219 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
220 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
223 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
224 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
225 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
226 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
227 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
228 per entrambe le interfacce.
230 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
231 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
232 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
233 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
234 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
235 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
236 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
237 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
239 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
240 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
241 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
242 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
243 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
244 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
245 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
246 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
247 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
251 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
252 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
253 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
254 \label{fig:file_flock_struct}
257 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
258 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
259 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
260 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
261 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
262 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
263 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
264 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
265 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
266 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
267 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
268 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
270 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
271 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
272 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
273 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
274 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
275 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
276 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
277 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
278 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
280 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
281 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
282 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
283 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
284 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
285 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
286 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
287 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
288 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
289 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
290 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
293 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
294 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
295 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
296 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
297 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
298 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
299 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
300 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
301 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
302 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
305 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
306 \label{sec:file_posix_lock}
308 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
309 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
310 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
311 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
312 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
317 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
318 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
321 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
322 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
324 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
325 \textit{file lock} da parte di altri processi.
326 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
327 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
328 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
329 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
330 riconosca sempre questa situazione.
331 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
332 di poter acquisire un \textit{file lock}.
333 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
334 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
335 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
337 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
340 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
341 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
342 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
343 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
344 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
345 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
346 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
347 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
348 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
349 con un'altra regione bloccata.
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
354 \includestruct{listati/flock.h}
357 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
358 \textit{file locking}.}
359 \label{fig:struct_flock}
362 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
363 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
364 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
365 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
366 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
367 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
368 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
369 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
371 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
372 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
373 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
374 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
375 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
376 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
377 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
379 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
380 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
381 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
382 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
383 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
384 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
385 dell'inizio del file, mentre come accennato con un valore positivo si
386 può anche indicare una regione che eccede la dimensione corrente del file.
388 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
389 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
390 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
391 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
392 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
393 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
394 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
400 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
402 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
405 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
406 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
407 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
410 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
411 \label{tab:file_flock_type}
414 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
415 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
416 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
417 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
419 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
420 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
421 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
422 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
423 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
424 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
425 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
426 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
427 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
428 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
429 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
430 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
431 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
432 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
433 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
434 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
435 con un errore di \errcode{EINTR}.
438 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
439 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
440 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
441 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
442 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
443 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
444 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
445 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
446 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
447 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
448 per indicare quale è la regione bloccata.
450 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
451 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
452 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
453 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
454 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
455 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
456 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
457 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
458 stato effettivamente acquisito.
461 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
462 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
463 \label{fig:file_flock_dead}
466 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
467 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
468 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
469 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
470 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
471 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
472 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
473 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
474 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
475 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
476 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
477 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
478 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
481 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
482 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
483 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
484 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
485 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
486 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
487 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
488 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
489 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
490 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
491 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
492 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
493 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
494 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
495 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
499 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
500 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
501 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
502 \label{fig:file_posix_lock}
505 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
506 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
507 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
508 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
509 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
510 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
511 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
512 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
514 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
515 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
516 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
517 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
518 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
519 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
520 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
521 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
522 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
524 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
525 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
526 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
527 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
528 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
529 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
530 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
531 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
532 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
534 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
535 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
536 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
537 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
538 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
539 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
540 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
541 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
542 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
543 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
544 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
545 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
546 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
548 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
549 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
550 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
551 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
552 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
553 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
554 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
555 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
557 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
558 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
559 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
560 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
561 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
563 \begin{figure}[!htbp]
564 \footnotesize \centering
565 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
566 \includecodesample{listati/Flock.c}
569 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
570 \label{fig:file_flock_code}
573 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
574 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
575 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
576 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
577 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
579 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
580 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
581 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
582 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
583 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
584 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
585 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
586 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
587 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
588 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
589 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
590 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
593 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
594 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
595 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
596 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
597 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
598 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
599 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
600 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
603 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
604 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
605 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
606 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
607 aggiunta la relativa opzione, con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
608 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
609 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
610 immediate si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
611 si esegue (\texttt{\small 41}).
613 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
614 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
615 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
616 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
617 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
618 tutti i blocchi vengono rilasciati.
620 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
621 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
622 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
625 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
629 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
630 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
631 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
632 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
633 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
634 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
637 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
638 Failed lock: Resource temporarily unavailable
641 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
642 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
643 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
644 del file con il comando:
647 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
648 Failed lock: Resource temporarily unavailable
651 se invece blocchiamo una regione con:
654 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
658 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
659 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
660 regioni si sovrappongono avremo che:
663 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
664 Failed lock: Resource temporarily unavailable
667 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
671 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
675 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
676 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
679 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
680 Failed lock: Resource temporarily unavailable
683 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
685 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
686 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
687 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
691 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
694 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
695 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
696 essere acquisito otterremo:
699 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
702 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
703 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
704 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
705 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
708 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
713 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
714 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
715 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
716 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
720 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
724 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
725 questo motivo occorre sempre tenere presente quale, fra le due semantiche
726 disponibili, stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
727 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
729 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
730 % \label{sec:file_lockf}
732 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
733 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
734 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
735 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
736 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
737 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
738 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
739 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
740 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
745 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
746 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
749 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
750 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
752 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
753 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
755 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
756 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
757 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
759 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
760 che hanno con \funcd{fcntl}.
764 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
765 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
766 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
767 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
768 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
769 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
770 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
771 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
772 ad un valore infinito positivo).
776 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
777 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
778 \label{fig:file_lockf_boundary}
781 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
782 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
783 consentiti sono i seguenti:
785 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
786 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
787 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
788 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
789 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
790 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
791 identica a \const{F\_LOCK}, ma in caso di indisponibilità non blocca il
792 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
793 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
794 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
795 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
796 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
797 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
798 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
799 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
800 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
803 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
804 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
805 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
806 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, ed il
807 comportamento sui file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed
808 \func{exec}. Per questo stesso motivo la funzione non è equivalente a
809 \func{flock} e può essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
813 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
814 \label{sec:file_mand_locking}
816 \itindbeg{mandatory~locking}
818 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
819 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
820 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
821 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
822 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
823 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
825 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
826 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} dei permessi dei
827 file. Se si ricorda quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso
828 viene di norma utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene
829 eseguito un programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del
830 permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza
831 permesso di esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory
832 locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In
833 questo modo una combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in
834 quanto senza significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del
835 \textit{mandatory locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare
836 quanto detto in sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit
837 \acr{sgid} viene cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su
838 un file, questo non vale quando esso viene utilizzato per attivare il
839 \textit{mandatory locking}.}
841 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
842 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
843 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
844 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
845 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
846 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
847 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
848 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
849 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
850 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
851 filesystem in fase di montaggio, specificando l'apposita opzione di
852 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}, o con l'opzione
853 \code{-o mand} per il comando omonimo.
855 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
856 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
857 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
858 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
861 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
862 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
863 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
864 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
865 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
866 direttamente il \textit{file locking}.
868 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
869 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
870 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
871 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
874 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
875 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
876 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
877 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
878 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
880 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
881 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
882 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
883 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
884 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
885 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
886 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
887 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
888 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
890 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
891 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
892 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
893 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
894 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
895 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
896 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
897 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
898 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
899 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
900 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
901 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
902 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
903 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
904 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
905 possibilità di modificare il file.
907 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
908 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
909 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
910 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
911 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
912 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
913 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
914 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
917 \itindend{file~locking}
919 \itindend{mandatory~locking}
922 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
923 \label{sec:file_multiplexing}
926 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
927 su molti file usando le funzioni illustrate in
928 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
929 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
930 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
931 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
932 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
936 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
937 \label{sec:file_noblocking}
939 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
940 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
941 che in certi casi le funzioni di I/O eseguite su un file descritor possono
942 bloccarsi indefinitamente. Questo non avviene mai per i file normali, per i
943 quali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito, ma può
944 avvenire per alcuni \index{file!di~dispositivo} file di dispositivo, come ad
945 esempio una seriale, o con l'uso di file descriptor collegati a meccanismi di
946 intercomunicazione come le \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}) ed i
947 socket (vedi sez.~\ref{sec:sock_socket_def}). In casi come questi ad esempio
948 una operazione di lettura potrebbe bloccarsi se non ci sono dati disponibili
949 sul descrittore su cui la si sta effettuando.
951 Questo comportamento è alla radice di una delle problematiche più comuni che
952 ci si trova ad affrontare nelle operazioni di I/O, la necessità di operare su
953 su più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi
954 indefinitamente senza che sia possibile prevedere quando questo può avvenire;
955 un caso classico è quello di un server di rete (tratteremo la problematica in
956 dettaglio nella seconda parte della guida) in attesa di dati in ingresso
957 prevenienti da vari client.
959 In un caso di questo tipo, se si andasse ad operare sui vari file descriptor
960 aperti uno dopo l'altro, potrebbe accadere di restare bloccati nell'eseguire
961 una lettura su uno di quelli che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne
962 potrebbe essere un altro con dati disponibili. Questo comporta nel migliore
963 dei casi una operazione ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di
964 quella bloccata, mentre nel peggiore dei casi (quando la conclusione della
965 operazione bloccata dipende da quanto si otterrebbe dal file descriptor
966 ``\textsl{disponibile}'') si potrebbe addirittura arrivare ad un
967 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
969 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
970 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
971 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
972 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
973 di input/output eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano
974 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
975 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
976 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
977 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
978 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
979 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
980 che nella gran parte dei casi falliranno.
982 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
983 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
984 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
985 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
986 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
987 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
989 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
990 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
991 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
992 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
993 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
994 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
997 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
998 \label{sec:file_select}
1000 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
1001 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
1002 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
1003 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
1004 \funcd{select}, il cui prototipo è:
1006 \headdecl{sys/time.h}
1007 \headdecl{sys/types.h}
1009 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1010 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
1012 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1015 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1016 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1017 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1019 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1021 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1022 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1023 o un valore non valido per \param{timeout}.
1025 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
1029 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1030 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1031 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1032 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1035 \itindbeg{file~descriptor~set}
1037 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1038 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1039 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1040 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1041 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1042 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1043 opportune macro di preprocessore:
1045 \headdecl{sys/time.h}
1046 \headdecl{sys/types.h}
1048 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1049 Inizializza l'insieme (vuoto).
1051 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1052 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1054 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1055 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1057 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1058 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1061 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1062 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1063 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1064 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1065 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1066 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1067 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1068 1003.1-2001, è definito in \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1070 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1071 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1072 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1073 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1074 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1076 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1077 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1078 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1079 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1080 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1081 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1082 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1083 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1084 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1085 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1086 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1087 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1088 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1090 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1091 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1092 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1093 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1094 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1095 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1096 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1097 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1098 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1099 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1102 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1103 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1104 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1105 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1106 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1107 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1109 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1110 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1111 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1112 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1113 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1114 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1115 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1116 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1117 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1120 \itindend{file~descriptor~set}
1122 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1123 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1124 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1125 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1126 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1127 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1128 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1129 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1131 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1132 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1133 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1134 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1135 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1136 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1137 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1138 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1139 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1140 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1141 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1143 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1144 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1145 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1146 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1147 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1148 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1149 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1151 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1152 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1153 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1154 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1155 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1156 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1158 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1159 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1160 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1161 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1162 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1163 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1164 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1165 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1166 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1167 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1168 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1169 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1170 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1171 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1172 \begin{prototype}{sys/select.h}
1173 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1174 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1176 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1179 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1180 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1181 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1183 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1185 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1186 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1187 o un valore non valido per \param{timeout}.
1189 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1192 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1193 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1194 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1195 caso di interruzione.\footnote{in realtà la \textit{system call} di Linux
1196 aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1197 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1198 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX
1199 che richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre
1200 prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask} che è il puntatore ad una
1201 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali (si veda
1202 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1203 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1206 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1207 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1208 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1209 utilizzare il gestore per impostare una \index{variabili!globali} variabile
1210 globale e controllare questa nel corpo principale del programma; abbiamo visto
1211 in sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili
1212 \itindex{race~condition} \textit{race condition}, per cui diventa essenziale
1213 utilizzare \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima
1214 di eseguire il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative
1215 operazioni, onde evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il
1216 controllo, che andrebbe perso.
1218 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1219 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1220 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1221 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1222 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1223 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1224 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1225 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1226 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1228 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1229 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1230 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1231 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1232 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1233 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1234 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1235 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1236 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1237 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1238 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1239 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1240 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1241 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1242 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1244 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1245 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1246 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1247 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1250 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1251 \label{sec:file_poll}
1253 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1254 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1255 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1256 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1257 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1259 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1260 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1262 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1265 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1266 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1267 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1269 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1271 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1272 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1273 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1275 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1278 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1279 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1280 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1281 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1282 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1283 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1284 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1285 \textsl{non-bloccante}).
1287 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1288 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1289 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1290 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1291 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1292 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1293 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1294 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1295 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1296 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1297 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1298 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1300 \begin{figure}[!htb]
1301 \footnotesize \centering
1302 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1303 \includestruct{listati/pollfd.h}
1306 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1307 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1308 \label{fig:file_pollfd}
1311 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1312 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1313 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1314 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1315 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1316 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1317 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1322 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1324 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1327 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1328 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1329 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1330 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1333 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1334 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1335 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1337 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1338 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1339 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1340 socket.\footnotemark\\
1341 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1343 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1346 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1347 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1348 \label{tab:file_pollfd_flags}
1351 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1352 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1353 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1354 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1355 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1356 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1358 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1359 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1360 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1361 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1362 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1363 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1364 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1365 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1366 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1367 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1368 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1370 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1371 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1372 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1373 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1374 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1375 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1376 file, definirla soltanto prima di includere \headfile{sys/poll.h} non è
1379 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1380 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1381 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1382 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1383 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1384 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1385 tramite \var{errno}.
1387 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1388 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1389 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1390 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1391 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1392 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1393 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1394 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1395 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1396 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1399 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1400 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1401 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1402 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1403 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1406 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1407 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1408 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1409 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1410 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1412 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1413 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1414 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1415 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1417 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1418 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1419 const sigset\_t *sigmask)}
1421 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1424 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1425 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1426 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1428 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1430 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1431 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1432 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1434 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1437 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1438 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1439 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1440 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1441 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1442 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1443 del seguente codice:
1444 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1446 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1447 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1448 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1449 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1450 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1451 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1452 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1453 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1454 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1458 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1459 \label{sec:file_epoll}
1463 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1464 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1465 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1466 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1467 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1468 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1469 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1470 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1471 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1473 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1474 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1475 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1476 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1477 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1478 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1479 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1480 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1481 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1482 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1483 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1485 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1486 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1487 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1488 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1489 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1490 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1491 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1492 presentano attività.
1494 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1495 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1496 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1497 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1498 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1499 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1500 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1501 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1502 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1503 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1504 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1505 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1508 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1509 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1510 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1511 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1512 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1513 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1514 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1515 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1516 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1518 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1519 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1520 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1521 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1522 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1523 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1524 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1525 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1526 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1527 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1528 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1530 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1531 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1532 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1533 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1534 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1535 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1536 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1537 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1538 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1539 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1542 \headdecl{sys/epoll.h}
1544 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1545 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1547 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1549 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1550 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1551 assumerà uno dei valori:
1553 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1554 positivo o non valido per \param{flags}.
1555 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1557 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1558 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1559 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1560 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1566 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1567 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1568 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1569 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1570 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1571 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1572 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1573 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1574 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1575 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1576 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1578 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1579 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1580 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1581 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1582 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1583 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1584 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1585 \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1586 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1588 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1589 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1590 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1591 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1592 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1593 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1595 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1597 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1598 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1600 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1602 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1603 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1604 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1605 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1606 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1607 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1608 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1609 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1610 l'operazione richiesta.
1611 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1612 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1613 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1614 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1619 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1620 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1621 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1622 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1623 delle operazioni cui fanno riferimento.
1628 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1630 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1633 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1634 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1635 controllati tramite \param{epfd}, in
1636 \param{event} devono essere specificate le
1637 modalità di osservazione.\\
1638 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1639 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1641 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1642 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1645 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1646 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1647 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1650 % aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE con il kernel 3.7, vedi
1651 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1653 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1654 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1655 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1656 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1657 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1658 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1660 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1661 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1662 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1663 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1664 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1665 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1666 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1667 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1668 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1671 \begin{figure}[!htb]
1672 \footnotesize \centering
1673 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1674 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1677 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1678 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1680 \label{fig:epoll_event}
1683 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1684 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1685 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1686 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1687 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1689 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1690 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1691 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1692 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1693 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1694 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1695 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1696 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1697 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1698 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1699 identificazione del file descriptor.
1704 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1706 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1709 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1710 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1711 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1712 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1713 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1714 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1715 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1717 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1718 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1719 disponibili in lettura (analogo di
1720 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1721 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1723 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1724 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1725 viene comunque riportata in uscita, e non è
1726 necessaria impostarla in ingresso.\\
1727 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1728 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1729 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1730 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1731 triggered} per il file descriptor associato.\\
1732 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1733 descriptor associato.\footnotemark\\
1736 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1737 \struct{epoll\_event}.}
1738 \label{tab:epoll_events}
1741 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1742 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1743 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1745 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1748 % TODO aggiunto EPOLLWAKEUP con il 3.5
1751 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1752 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1753 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1754 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1755 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1756 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1757 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1758 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1759 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1760 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1761 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1764 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1766 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1767 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1768 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1769 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1770 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1771 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1772 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1774 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1775 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1776 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1777 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1778 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1780 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1781 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1782 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1783 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1784 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1785 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1786 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1787 logica \textit{edge triggered}.}
1789 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1790 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1791 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1792 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1793 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1794 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1795 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1796 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1798 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1799 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1800 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1801 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1802 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1805 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1807 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1808 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1809 assumerà uno dei valori:
1811 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1812 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1813 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1814 della scadenza di \param{timeout}.
1815 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1816 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1821 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1822 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1823 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1824 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1825 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1826 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1827 con l'argomento \param{maxevents}.
1829 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1830 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1831 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1832 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1833 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1834 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1837 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1838 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1839 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1840 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1841 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1842 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1843 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1844 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1845 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1847 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1848 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1849 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1850 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1851 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1852 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1853 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1854 luce delle modifiche.
1856 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1857 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1858 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1859 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1860 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1861 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1862 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1863 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1864 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1865 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1867 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1868 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1869 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1870 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1871 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1872 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1873 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1874 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata
1875 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1876 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1877 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1878 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1879 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1881 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1884 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1885 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1886 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1890 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1891 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1892 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1893 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1894 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1895 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1897 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1898 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1899 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1900 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1901 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1902 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1903 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1908 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1909 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1911 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1912 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1913 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1914 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1915 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1916 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1917 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1919 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1920 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1921 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1922 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1923 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1924 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1925 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1926 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1927 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1928 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1930 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1931 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1932 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1933 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1934 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1935 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1936 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1937 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1938 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1939 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte
1940 e devono essere riavviate.}
1942 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1943 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1944 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1945 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1946 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1947 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1948 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1949 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1950 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1951 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1952 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1953 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1955 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1956 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1957 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1958 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1959 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1960 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1961 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1963 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1964 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1965 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1966 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1967 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1968 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1969 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1970 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1971 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1973 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1974 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1975 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1976 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1977 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1978 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1979 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1980 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1981 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1982 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
1983 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1984 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1985 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1987 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1989 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1990 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1993 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1994 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1995 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1996 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1997 descriptor di \func{signalfd}.
1998 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1999 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2000 associati al file descriptor.
2002 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2006 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2007 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2008 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2009 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2010 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2011 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2012 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2013 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2014 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2016 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2017 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2018 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2019 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2020 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2021 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2022 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2023 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2024 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2026 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2027 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2028 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2029 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
2030 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2031 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
2032 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2033 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2038 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2040 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2043 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2044 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2045 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2046 chiusura automatica del file descriptor nella
2047 esecuzione di \func{exec}.\\
2050 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2051 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2052 \label{tab:signalfd_flags}
2055 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2056 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2057 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2058 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2059 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2060 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2061 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2062 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2063 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2064 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2065 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2066 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2067 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2069 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2070 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2071 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2072 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2073 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2075 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2076 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2077 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2078 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2079 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2080 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2081 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2082 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2083 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2084 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2085 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2086 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2088 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2089 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2090 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2091 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2092 imposto con \func{sigprocmask}.
2094 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2095 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2096 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2097 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2098 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2099 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2100 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2101 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2102 pendenti attraverso una \func{exec}.
2104 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2105 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2106 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2107 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2108 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2109 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2110 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2111 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2113 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2114 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2115 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2116 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2117 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2118 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2119 successivo con \func{fcntl}.
2121 \begin{figure}[!htb]
2122 \footnotesize \centering
2123 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2124 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2127 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2128 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2129 \label{fig:signalfd_siginfo}
2132 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2133 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2134 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2135 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2136 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2137 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2138 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2139 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2140 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2142 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2143 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2144 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2145 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2146 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2147 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2148 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2149 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2151 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2152 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2153 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2154 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2155 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2156 \texttt{FifoReporter.c}).
2158 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2159 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2160 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2161 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2162 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2163 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2166 \begin{figure}[!htbp]
2167 \footnotesize \centering
2168 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2169 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2172 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2173 \file{FifoReporter.c}.}
2174 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2177 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la creazione di un file descriptor
2178 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2179 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2180 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2181 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2182 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25})
2183 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2184 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2185 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di
2186 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2187 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33}) dovrà essere aggiunto con
2188 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2190 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2191 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2192 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2193 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2194 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2197 \begin{figure}[!htbp]
2198 \footnotesize \centering
2199 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2200 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2203 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2204 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2207 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2208 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2209 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2210 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2211 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2212 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2213 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2214 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2215 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2216 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2217 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2218 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2219 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2222 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2223 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2224 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2225 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2226 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2227 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2228 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2229 \var{events[i].data.fd}.}
2231 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2232 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2233 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2234 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2235 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2236 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2237 siano dati da leggere.
2239 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2240 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2241 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2242 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2243 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2244 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2245 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2246 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2247 vi saranno più dati da leggere.}
2249 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2250 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2251 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2252 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2253 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2254 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2255 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2256 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2257 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2258 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2261 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2262 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2263 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2264 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2265 funzione \func{read} non restituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2266 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2267 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2268 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2269 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2270 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2271 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2272 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2273 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2274 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2275 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2277 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2278 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2279 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2281 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2282 FifoReporter starting, pid 4568
2285 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2287 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2295 mentre inviando un segnale:
2297 root@hain:~# kill 4568
2305 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2312 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2321 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2322 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2323 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2324 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2325 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2326 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2327 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2328 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2329 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2330 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2331 \textit{system call}.}
2333 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2334 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2335 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2336 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2337 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2338 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2339 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2340 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2341 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2342 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2343 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2344 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2346 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2348 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2349 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2352 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2353 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2354 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2355 precedenti il 2.6.27.
2356 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2357 descriptor di \func{signalfd}.
2358 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2359 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2360 associati al file descriptor.
2362 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2366 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2367 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2368 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2369 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2370 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2371 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2372 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2373 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2374 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2375 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2376 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2381 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2383 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2386 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2387 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2388 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2389 chiusura automatica del file descriptor nella
2390 esecuzione di \func{exec}.\\
2393 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2394 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2396 \label{tab:timerfd_flags}
2399 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2400 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2401 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2402 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2403 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2404 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2405 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2406 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2407 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2408 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2409 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2411 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2412 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2413 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2414 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2415 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2416 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2417 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2418 const struct itimerspec *new\_value,
2419 struct itimerspec *old\_value)}
2421 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2423 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2424 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2427 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2429 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2430 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2431 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2432 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2438 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2439 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2440 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2441 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2442 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2443 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2445 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2446 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2447 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2448 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2449 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2450 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2451 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2452 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2453 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2454 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2455 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2457 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2458 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2459 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2460 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2462 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2464 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2465 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2468 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2470 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2471 con \func{timerfd\_create}.
2472 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2481 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2482 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2484 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2485 dalla ultima impostazione
2488 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2489 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2494 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2495 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2496 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2497 % http://lwn.net/Articles/245533/
2498 % http://lwn.net/Articles/267331/
2501 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2502 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2504 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2505 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2506 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2507 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2508 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2509 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2510 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2511 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2512 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2513 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2514 operazioni di I/O volute.
2517 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2518 \label{sec:signal_driven_io}
2520 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2522 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2523 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2524 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2525 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2526 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2527 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2528 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2529 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2530 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2531 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2532 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2533 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2536 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2537 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2538 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2539 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2540 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2541 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2542 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2543 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2544 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2545 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2546 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2549 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2551 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2552 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2553 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2554 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2555 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2556 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2557 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2558 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2559 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2560 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2563 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2564 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2565 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2566 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2567 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2568 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2569 verrebbero notificati una volta sola.
2571 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2572 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2573 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2574 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2575 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2576 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2577 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2579 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2580 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2581 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2582 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2583 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2584 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2585 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2586 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2587 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2589 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2590 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2591 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2592 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2593 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2594 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2595 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2598 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2599 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2600 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2601 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2602 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2603 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2604 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2605 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2606 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2607 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2609 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2611 \itindend{signal~driven~I/O}
2615 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2616 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2618 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2619 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2620 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2621 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2622 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2623 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2624 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2625 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2626 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2627 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2628 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2629 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2630 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2633 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2634 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2635 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2636 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2637 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2638 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2639 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2640 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2641 nessuna funzionalità di notifica.
2643 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2644 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2645 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2646 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2647 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2648 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2649 \itindex{polling} \textit{polling}.
2651 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2652 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2653 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2654 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2655 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2656 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2657 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2659 \itindbeg{file~lease}
2661 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2662 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2663 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2664 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2665 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2667 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2668 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2669 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2670 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2671 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2672 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2673 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2674 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2675 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2676 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2678 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2679 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2680 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2681 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2682 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2683 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2685 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2686 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2687 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2688 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2689 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2690 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2691 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2692 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2697 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2699 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2702 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2703 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2704 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2707 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2708 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2709 \const{F\_GETLEASE}.}
2710 \label{tab:file_lease_fctnl}
2713 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2714 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2715 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2716 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2717 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2718 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2720 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2721 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2722 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2723 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2724 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2725 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2726 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2727 \textit{lease} su qualunque file.
2729 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2730 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2731 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2732 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2733 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2734 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2735 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2736 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2737 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2738 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2739 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2740 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2741 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2742 operazioni di lettura e scrittura.
2744 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2745 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2746 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2747 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2748 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2749 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2750 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2751 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2752 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2753 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2756 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2757 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2758 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2759 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2760 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2761 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2762 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2763 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2764 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2766 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2767 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2768 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2769 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2770 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2771 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2772 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2773 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2774 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2778 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2779 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2780 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2781 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2782 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2783 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2784 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2785 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2786 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2787 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2788 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2789 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2790 \struct{siginfo\_t}.
2792 \itindend{file~lease}
2797 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2799 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2802 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2803 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2804 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2805 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2806 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2807 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2808 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2809 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2810 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2812 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2813 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2814 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2815 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2816 directory (con \func{rename}).\\
2817 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2818 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2820 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2824 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2825 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2826 \label{tab:file_notify}
2829 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2830 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2831 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2832 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2833 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2834 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2835 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2837 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2838 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2839 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2840 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2841 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2842 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2843 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2844 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2845 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2846 specificare un valore nullo.
2850 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2851 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2852 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2853 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2854 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2855 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2856 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2858 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2859 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2860 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2861 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2862 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2863 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2864 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2865 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2866 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2870 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2871 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2872 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2873 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2874 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2875 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2876 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2877 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2878 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2880 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2881 {int inotify\_init(void)}
2883 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2885 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2886 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2888 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2889 \textit{inotify} consentite all'utente.
2890 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2892 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2898 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2899 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2900 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2901 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2902 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2903 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2904 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2905 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2906 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2907 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2908 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2909 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2910 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2911 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2912 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2914 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2915 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2916 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2917 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2918 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2919 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2920 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2921 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
2922 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
2923 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
2924 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
2925 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
2926 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
2928 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2929 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2930 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2931 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2932 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2933 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2934 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2935 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2936 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2938 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2940 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2941 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2943 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2944 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2945 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2946 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2947 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2949 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2952 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2953 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2954 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2955 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2956 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2957 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2958 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2959 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2960 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2961 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2962 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2963 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2964 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2965 un solo file descriptor.
2967 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2968 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2969 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2970 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2971 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2972 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2973 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2974 flag della prima parte.
2979 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2981 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2984 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2986 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2987 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
2988 (o sugli attributi estesi, vedi
2989 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2990 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2992 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2994 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2995 directory in una directory sotto
2997 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2998 directory in una directory sotto
3000 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
3001 directory) sotto osservazione.\\
3002 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
3003 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
3004 directory) sotto osservazione.\\
3005 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3006 directory sotto osservazione.\\
3007 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3008 directory sotto osservazione.\\
3009 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3011 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3012 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3013 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3014 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3015 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3016 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3017 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3021 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3022 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3023 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3024 \label{tab:inotify_event_watch}
3027 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3028 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3029 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3030 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3031 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3032 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3033 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3034 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3035 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3040 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3042 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3045 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3047 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3048 nell'argomento \param{mask}, invece di
3050 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3051 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3053 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3054 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3055 quelli per i file che contiene.\\
3058 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3059 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3060 modalità di osservazione.}
3061 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3064 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3065 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3066 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3067 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3068 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3070 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3071 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3072 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3073 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3074 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3075 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3076 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3077 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3078 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3080 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3081 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3082 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3083 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3084 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3085 sarà più notificato.
3087 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3088 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3089 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3090 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3091 la eventuale rimozione dello stesso.
3093 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3094 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3096 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3097 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3099 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3101 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3102 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3104 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3106 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3107 non è associato ad una coda di notifica.
3112 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3113 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3114 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3115 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3116 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3117 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3118 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3119 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3120 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3121 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3122 \func{inotify\_rm\_watch}.
3124 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3125 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3126 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3127 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3128 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3129 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3130 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3131 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3133 \begin{figure}[!htb]
3134 \footnotesize \centering
3135 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3136 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3139 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3140 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3141 \label{fig:inotify_event}
3144 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3145 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3146 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3147 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3148 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3149 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3150 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3151 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3152 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3153 il numero di file che sono cambiati.
3155 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3156 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3157 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3158 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3159 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3160 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3161 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3162 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3163 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3164 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3165 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3170 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3172 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3175 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3176 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3177 che in maniera implicita per la rimozione
3178 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3179 filesystem su cui questo si trova.\\
3180 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3181 (consente così di distinguere, quando si pone
3182 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3183 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3185 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3186 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3187 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3188 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3189 osservazione è stato smontato.\\
3192 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3193 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3194 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3197 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3198 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3199 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3200 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3201 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3202 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3204 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3205 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3206 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3207 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3208 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3210 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3211 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3212 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3213 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3214 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3215 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3216 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3217 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3218 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3219 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3220 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3221 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3223 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3224 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3225 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3226 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3227 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3228 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3230 \begin{figure}[!htbp]
3231 \footnotesize \centering
3232 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3233 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3236 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3237 \label{fig:inotify_monitor_example}
3240 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3241 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3242 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3243 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3244 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3245 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3248 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3249 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3250 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3251 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3252 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3253 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3254 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3255 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3256 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3257 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3259 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3260 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3261 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3262 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3263 si saranno verificati eventi.
3265 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3266 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3267 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3268 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3269 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3270 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3271 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3272 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3273 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3276 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3277 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3278 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3279 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3280 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3281 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3282 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3283 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3284 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3285 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3286 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3287 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3289 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3290 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3291 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3292 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3293 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3294 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3295 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3296 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3297 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3298 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3299 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3300 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3301 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3302 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3304 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3305 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3308 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3310 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3313 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3317 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3318 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3319 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3320 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3321 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3322 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3323 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3324 tale evenienza non si verificherà mai.
3326 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3327 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3328 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3329 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3330 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3331 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3332 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3333 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3334 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3335 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3336 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3337 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3338 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3339 chiamata di \func{read}.
3341 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3342 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3343 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3344 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3345 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3346 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3347 raggruppati in un solo evento.
3351 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3352 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3355 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3356 \label{sec:file_asyncronous_io}
3358 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3359 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3362 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3363 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3364 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3365 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3366 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3367 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3368 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3370 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3371 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3372 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3373 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3374 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3375 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3376 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3377 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3380 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3381 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3382 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3383 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3384 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3385 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3386 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3389 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3390 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3391 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3392 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3393 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3394 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3395 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3397 \begin{figure}[!htb]
3398 \footnotesize \centering
3399 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3400 \includestruct{listati/aiocb.h}
3403 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3405 \label{fig:file_aiocb}
3408 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3409 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3410 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3411 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3412 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3413 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3414 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3415 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3416 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3417 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3418 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3419 del blocco di dati da trasferire.
3421 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3422 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3423 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3424 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3425 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3426 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3427 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3428 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3429 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3430 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3431 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3433 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3434 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3435 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3436 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3437 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3439 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3440 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3441 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3442 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3446 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3447 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3449 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3450 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3453 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3454 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3456 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3457 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3458 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3459 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3460 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3465 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3466 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3467 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3468 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3469 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3470 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3471 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3472 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3475 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3476 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3477 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3478 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3479 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3480 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3481 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3482 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3483 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3485 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3486 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3487 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3488 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3489 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3490 errore; il suo prototipo è:
3491 \begin{prototype}{aio.h}
3492 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3494 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3497 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3498 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3502 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3503 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3504 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3505 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3506 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3507 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3508 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3509 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3510 \func{write} e \func{fsync}.
3512 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3513 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3514 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3515 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3517 \begin{prototype}{aio.h}
3518 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3520 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3523 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3527 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3528 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3529 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3530 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3531 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3533 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3534 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3535 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3536 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3537 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3540 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3541 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3542 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3543 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3545 \begin{prototype}{aio.h}
3546 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3548 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3550 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3551 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3552 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3555 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3556 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3557 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3558 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3559 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3560 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3561 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3562 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3564 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3565 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3566 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3567 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3568 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3570 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3571 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3572 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3573 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3575 \begin{prototype}{aio.h}
3576 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3578 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3581 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3582 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3583 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3587 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3588 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3589 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3590 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3591 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3592 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3593 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3594 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3595 \headfile{aio.h}) sono tre:
3596 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3597 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3598 cancellazione sono state già completate,
3600 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3603 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3604 corso e non sono state cancellate.
3607 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3608 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3609 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3610 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3611 del loro avvenuto completamento.
3613 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3614 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3615 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3616 specifica operazione; il suo prototipo è:
3617 \begin{prototype}{aio.h}
3618 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3621 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3622 operazioni specificate da \param{list}.
3624 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3625 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3628 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3630 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3631 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3636 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3637 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3638 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3639 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3640 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3641 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3642 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3643 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3644 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3646 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3647 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3648 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3649 \begin{prototype}{aio.h}
3650 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3653 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3654 secondo la modalità \param{mode}.
3656 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3657 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3659 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3661 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3662 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3663 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3664 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3665 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3670 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3671 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3672 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3673 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3674 che può prendere i valori:
3675 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3676 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3677 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3678 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3680 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3681 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3682 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3683 quelle non completate.
3685 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3686 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3687 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3688 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3689 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3690 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3691 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3694 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3695 \label{sec:file_advanced_io}
3697 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3698 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3699 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3700 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3701 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3702 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3706 \subsection{File mappati in memoria}
3707 \label{sec:file_memory_map}
3709 \itindbeg{memory~mapping}
3710 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3711 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3712 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3713 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3714 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3715 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3719 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3720 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3721 mappatura in memoria di un file.}
3722 \label{fig:file_mmap_layout}
3725 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3726 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3727 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3728 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3729 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3730 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3731 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3732 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3733 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3734 \textsl{memoria mappata su file}.
3736 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3737 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3738 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3739 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3740 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3741 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3744 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3745 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3746 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3747 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3748 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3749 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3752 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3753 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3754 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3755 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3756 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3758 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3759 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3760 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3765 \headdecl{sys/mman.h}
3767 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3770 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3772 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3773 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3774 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3776 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3777 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3778 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3779 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3780 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3781 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3782 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3783 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3784 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3785 dimensione delle pagine).
3786 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3787 \param{fd} è aperto in scrittura.
3788 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3789 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3790 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3791 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3792 numero di mappature possibili.
3793 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3795 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3796 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3797 l'opzione \texttt{noexec}.
3798 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3799 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3804 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3805 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3806 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3807 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3812 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3814 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3817 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3818 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3819 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3820 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3823 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3824 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3825 \label{tab:file_mmap_prot}
3828 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3829 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3830 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3831 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3832 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3833 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3834 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3835 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3836 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3837 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3838 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3839 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3841 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3842 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3843 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3844 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3845 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3846 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3851 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3853 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3856 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3857 da \param{start}, se questo non può essere usato
3858 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3859 valore di \param{start} deve essere allineato
3860 alle dimensioni di una pagina.\\
3861 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3862 riportati sul file e saranno immediatamente
3863 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3864 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3865 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3866 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3867 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3868 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3869 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3870 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3871 privata cui solo il processo chiamante ha
3872 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3873 il meccanismo del \textit{copy on
3874 write} \itindex{copy~on~write} e
3875 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3876 specificato se i cambiamenti sul file originale
3877 vengano riportati sulla regione
3878 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3879 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3880 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3881 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3882 scrittura sul file dovevano fallire con
3883 \errcode{ETXTBSY}).\\
3884 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3885 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3886 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3887 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3889 modifiche fatte alla regione mappata, in
3890 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3891 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3892 un \signal{SIGSEGV}.\\
3893 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3895 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3896 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3897 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3898 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3899 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3900 ignorati.\footnotemark\\
3901 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3902 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3903 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3904 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3905 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3906 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3907 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3908 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3909 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3910 necessarie alla mappatura.\\
3911 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3912 non causa I/O.\footnotemark\\
3913 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3914 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3916 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
3917 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
3918 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
3922 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3923 \label{tab:file_mmap_flag}
3926 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3929 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3930 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3931 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3932 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3934 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3935 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3936 parleremo più avanti.}
3938 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3939 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3940 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3941 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3942 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3943 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3944 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3947 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3948 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3949 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3950 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3951 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3952 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3953 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3954 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3956 \begin{figure}[!htb]
3958 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3959 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3960 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3961 \label{fig:file_mmap_boundary}
3964 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3965 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3966 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3967 bordo della pagina successiva.
3969 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3970 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
3971 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3972 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3973 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3976 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3977 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3978 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3979 quella della mappatura in memoria.
3981 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3982 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3983 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3984 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
3985 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3987 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3988 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3989 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3990 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3991 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3992 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3993 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3994 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3995 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3996 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
4000 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
4001 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
4002 alla lunghezza richiesta.}
4003 \label{fig:file_mmap_exceed}
4006 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4007 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4008 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4009 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4010 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4011 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4012 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4013 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4016 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4017 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4018 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4019 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4020 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4021 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4022 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4023 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4024 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4026 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4027 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4028 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4029 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4030 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4031 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4032 sistema della memoria virtuale.
4034 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4035 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4036 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4037 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4038 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4040 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4041 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4042 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4043 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4044 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4045 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4048 \headdecl{sys/mman.h}
4050 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4052 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4054 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4055 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4057 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4058 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4060 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4061 precedentemente mappata.
4066 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4067 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4068 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4069 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4070 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4071 del file aggiornato.
4077 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4079 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4082 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4083 quando questa è stata completata.\\
4084 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4085 non attendendo che questa sia finita.\\
4086 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4087 in memoria così da rendere necessaria una
4088 rilettura immediata delle stesse.\\
4091 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4092 \label{tab:file_mmap_msync}
4095 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4096 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4097 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4098 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4099 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4100 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4101 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4102 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4103 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4105 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4106 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4109 \headdecl{sys/mman.h}
4111 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4113 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4115 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4116 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4118 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4119 precedentemente mappata.
4124 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4125 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4126 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4127 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4128 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4129 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4130 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4131 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4132 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4134 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4135 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4136 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4137 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4138 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4140 % \headdecl{unistd.h}
4141 \headdecl{sys/mman.h}
4143 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4145 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4148 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4149 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4151 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4152 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4153 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4154 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4155 ha solo accesso in lettura.
4156 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4157 % necessarie all'interno del kernel.
4158 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4161 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4166 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4167 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4168 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4169 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4170 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4171 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4173 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4174 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4175 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4176 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4179 \headdecl{sys/mman.h}
4181 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4182 new\_size, unsigned long flags)}
4184 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4186 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4187 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4188 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4191 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4193 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4194 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4195 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4196 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4197 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4198 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4199 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4205 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4206 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4207 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4208 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4209 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4210 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4211 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4212 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4213 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4214 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4215 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4216 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4218 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4219 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4220 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4221 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4222 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4223 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4224 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4226 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4227 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4228 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4229 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4230 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4231 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4233 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4234 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4235 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4236 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4237 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4238 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4239 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4240 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4241 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4242 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4243 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4245 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4246 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4247 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4248 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4249 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4250 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4251 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4252 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4253 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4254 \textit{memory mapping}.
4256 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4257 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4258 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4259 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4260 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4261 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4262 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4263 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4265 \headdecl{sys/mman.h}
4267 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4268 ssize\_t pgoff, int flags)}
4270 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4272 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4273 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4275 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4276 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4277 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4282 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4283 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4284 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4285 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4286 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4287 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4290 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4291 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4292 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4293 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4294 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4295 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4296 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4297 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4299 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4300 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4301 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4302 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4303 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4304 \textit{memory mapping}.
4306 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4307 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4308 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4309 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4310 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4311 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4312 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4313 interessate dal \textit{memory mapping}.
4315 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4316 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4317 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4318 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4319 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4320 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4321 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4322 \const{MAP\_POPULATE}.
4324 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4325 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4326 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4327 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4328 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4329 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4330 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4332 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4333 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4334 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4335 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4336 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4337 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4339 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4340 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4341 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4342 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4343 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4344 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4346 \headdecl{sys/mman.h}
4348 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4350 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4352 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4353 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4355 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4356 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4357 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4358 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4359 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4360 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4361 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4362 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4363 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4364 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4367 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4371 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4372 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4373 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4374 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4375 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4376 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4377 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4378 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4379 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4380 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4381 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4382 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4387 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4389 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4392 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4393 di default usato quando non si è chiamato
4395 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4396 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4397 anticipata con il meccanismo del
4398 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4399 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4400 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4401 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4402 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4403 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4404 scartare immediatamente le pagine una volta che
4405 queste siano state lette.\\
4406 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4407 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4408 deve essere incentivata.\\
4409 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4410 futuro, pertanto le pagine possono essere
4411 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4412 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4413 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4414 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4416 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4417 relativo supporto sottostante; è supportato
4418 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4419 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4420 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4421 ereditato dal processo figlio dopo una
4422 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4423 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4424 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4425 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4426 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4427 causare problemi per l'hardware che esegue
4428 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4429 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4430 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4431 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4432 principalmente ad uso dei sistemi di
4433 virtualizzazione).\footnotemark\\
4436 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4437 \label{tab:madvise_advice_values}
4440 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4443 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4444 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4445 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4446 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4447 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4448 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4449 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4450 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4451 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4452 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4454 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4455 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4456 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4457 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4458 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4459 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4460 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4461 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4462 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4464 \itindend{memory~mapping}
4467 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4468 \label{sec:file_multiple_io}
4470 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4471 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4472 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4473 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4474 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4475 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4476 contare sulla atomicità delle operazioni.
4478 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4479 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4480 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4481 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4482 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4483 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4484 relativi prototipi sono:
4486 \headdecl{sys/uio.h}
4488 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4489 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4491 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4493 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4494 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4495 assumerà uno dei valori:
4497 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4498 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4499 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4500 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4501 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4502 non ci sono dati in lettura.
4503 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4505 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4506 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4507 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4508 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4511 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4512 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4513 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4514 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4515 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4517 \begin{figure}[!htb]
4518 \footnotesize \centering
4519 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4520 \includestruct{listati/iovec.h}
4523 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4525 \label{fig:file_iovec}
4528 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4529 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4530 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4531 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4532 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4533 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4534 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4535 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4536 specificati nel vettore \param{vector}.
4538 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4539 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4540 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4541 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4542 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4543 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4544 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4545 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4547 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4548 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4549 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4550 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4551 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4552 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4553 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4555 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4556 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4557 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4558 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4559 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4560 corrispondenti a quanto aspettato.
4562 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4563 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4564 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4565 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4566 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4567 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4568 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4569 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4570 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4571 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4572 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4573 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4574 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4576 \headdecl{sys/uio.h}
4578 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4580 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4583 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4586 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4587 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4588 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4589 per \var{errno} anche i valori:
4591 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4592 usato come \type{off\_t}.
4593 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4598 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4599 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4600 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4601 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4602 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4603 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4605 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4606 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4607 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4608 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4609 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4610 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4614 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4616 \label{sec:file_sendfile_splice}
4618 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4619 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4620 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4621 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4623 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4624 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4625 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4626 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4627 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4628 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4629 questo tipo di situazioni.
4631 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4632 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4633 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4634 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4635 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4636 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4637 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4638 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4639 di \funcd{sendfile} è:
4641 \headdecl{sys/sendfile.h}
4643 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4646 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4648 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4649 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4652 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4653 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4654 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4655 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4657 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4658 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4661 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4665 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4666 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4667 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4668 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4669 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4672 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4673 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4674 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4675 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4676 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4677 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4678 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4679 letti da \param{in\_fd}.
4681 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4682 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4683 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4684 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4685 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4686 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4687 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4688 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4689 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4690 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4691 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4692 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4693 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4694 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4695 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4697 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4698 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4699 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4700 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4701 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4702 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4703 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4704 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4705 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4706 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4707 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4708 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4709 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4710 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4711 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4712 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4714 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4715 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4716 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4717 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4718 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4719 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4720 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4722 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4723 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4724 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4725 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4726 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4727 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4728 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4729 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4730 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4731 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4732 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4733 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4734 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4735 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4736 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4737 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4738 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4739 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4740 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4742 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4743 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4744 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4745 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4746 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4747 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4748 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4749 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4750 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4751 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4752 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4753 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4754 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4755 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4756 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4757 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4760 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4761 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4762 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4763 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4764 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4765 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4766 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4767 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4768 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4769 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4770 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4775 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4776 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4778 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4780 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4781 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4784 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4785 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4786 aperti in lettura o scrittura.
4787 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4788 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4789 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4790 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4792 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4794 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4795 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4800 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4801 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4802 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4803 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4804 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4805 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4806 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4807 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4809 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4810 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4811 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4812 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4813 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4814 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4815 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4816 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4817 il suddetto file in modalità non bloccante).
4819 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4820 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4821 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4822 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4823 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4824 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4825 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4826 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4827 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4828 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4829 specificato come valore non nullo.
4831 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4832 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4833 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4834 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4835 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4836 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4837 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4842 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4844 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4847 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4848 di memoria contenenti i dati invece di
4849 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4851 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4852 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4853 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4854 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4855 questo significa che la funzione potrà
4856 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4857 file descriptor (a meno che anch'essi non
4858 siano stati aperti in modalità non
4860 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4861 ulteriori dati in una \func{splice}
4862 successiva, questo è un suggerimento utile
4863 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4864 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4865 solo da \func{splice}, potrà essere
4866 implementato in futuro anche per
4867 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4868 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4869 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4870 se impostato una seguente \func{splice} che
4871 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4872 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4873 essere copiate; per usare questa opzione i
4874 dati dovranno essere opportunamente allineati
4875 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4876 memoria. Viene usato soltanto da
4880 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4881 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4883 \label{tab:splice_flag}
4886 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4887 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4888 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4889 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4890 saranno comunque copiate.}
4892 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4893 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4894 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4895 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4896 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4898 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4899 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4902 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4903 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4904 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4905 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4906 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4907 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4908 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4910 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4911 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4912 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4913 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4914 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4918 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4919 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4920 \label{fig:splicecp_data_flux}
4923 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4924 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4925 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4926 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4927 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4929 \begin{figure}[!htbp]
4930 \footnotesize \centering
4931 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4932 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4935 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4937 \label{fig:splice_example}
4940 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4941 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4942 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4943 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4944 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4945 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4946 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4947 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4949 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4950 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4951 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4952 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4953 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4954 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4955 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4956 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4957 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4958 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4959 (\texttt{\small 41--43}).
4961 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4962 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4963 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4964 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4965 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4966 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4967 del file di destinazione.
4969 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4970 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4971 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4972 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4973 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4974 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4975 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4976 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4977 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4978 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4979 presenti sul buffer.
4981 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4982 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4983 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4984 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4985 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4987 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4988 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4989 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4990 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4991 genere di migliorare le prestazioni.
4993 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4994 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4995 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4996 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4997 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4998 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
5000 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
5001 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
5002 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5006 \headdecl{sys/uio.h}
5008 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5009 nr\_segs, unsigned int flags)}
5011 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5013 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5014 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5017 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5018 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5019 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5020 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5021 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5027 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5028 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5029 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5030 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5031 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5032 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5033 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5034 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5035 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5036 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5037 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5038 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5040 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5041 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5042 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5043 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5044 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5045 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5046 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5047 eseguire una copia dei dati che contengono.
5049 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5050 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5051 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5052 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5053 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5054 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5058 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5061 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5063 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5064 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5067 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5068 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5069 stessa \textit{pipe}.
5070 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5076 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5077 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5078 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5079 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5080 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5081 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5082 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5083 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5084 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5085 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5086 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5087 funzione non bloccante.
5089 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5090 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5091 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5092 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5093 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5094 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5095 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5096 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5097 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5098 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5099 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5100 allegati alla guida.
5102 \begin{figure}[!htbp]
5103 \footnotesize \centering
5104 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5105 \includecodesample{listati/tee.c}
5108 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5109 standard input sullo standard output e su un file.}
5110 \label{fig:tee_example}
5113 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
5114 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5115 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
5116 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
5117 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5119 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
5120 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5121 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5122 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5123 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5124 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5125 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5126 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
5127 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
5129 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5130 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5131 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
5132 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5133 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5134 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5135 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5137 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5138 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5139 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5140 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5141 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5142 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5143 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5144 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5145 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5146 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5147 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5148 copiati i puntatori.
5150 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5153 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5154 \label{sec:file_fadvise}
5156 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5157 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5158 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5159 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5160 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5161 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5163 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5164 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5165 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5166 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5167 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5168 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5169 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5172 \itindbeg{read-ahead}
5174 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5175 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5176 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5177 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5178 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5179 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5180 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5184 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5186 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5188 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5189 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5191 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5192 valido o non è aperto in lettura.
5193 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5194 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5199 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5200 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5201 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5202 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5203 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5204 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5205 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5207 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5208 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5209 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5210 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5211 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5212 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5213 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5214 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5215 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5217 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5218 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5219 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5220 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5221 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5222 nelle operazioni successive.
5224 \itindend{read-ahead}
5226 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5227 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5228 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5229 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5230 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5231 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5232 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5233 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5234 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5235 valore di almeno 600, è:
5239 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5241 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5243 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5244 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5246 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5248 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5249 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5250 (come una pipe o un socket).
5251 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5252 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5257 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5258 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5259 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5260 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5261 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5262 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5263 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5264 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5265 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5266 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5267 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5268 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5269 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5270 che utilizza semplicemente l'informazione.
5275 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5277 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5280 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5281 riguardo le modalità di accesso, il
5282 comportamento sarà identico a quello che si
5283 avrebbe senza nessun avviso.\\
5284 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5285 accedere ai dati specificati in maniera
5286 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5288 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5289 completamente causale.\\
5290 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5291 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5292 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5295 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5296 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5298 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5301 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5302 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5303 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5304 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5305 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5306 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5307 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5308 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5309 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5310 riportarsi al comportamento di default.
5312 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5313 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5314 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5315 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5316 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5317 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5318 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5319 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5320 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5322 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5323 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5324 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5325 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5326 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5327 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5328 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5329 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5331 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5332 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5333 specifica per le operazioni di scrittura,
5334 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5335 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5336 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5337 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5342 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5344 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5346 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5347 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5348 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5350 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5351 valido o non è aperto in scrittura.
5352 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5354 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5355 la dimensione massima consentita per un file.
5356 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5358 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5360 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5365 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5366 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5367 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5368 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5369 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5370 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5371 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5372 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5374 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5375 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5376 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5377 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5378 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5379 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5380 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5381 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5382 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5383 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5384 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5385 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5386 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5388 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5389 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5390 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5391 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5392 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5393 diventa effettivamente disponibile.
5395 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5396 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5397 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5398 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5399 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5400 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5401 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5402 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5403 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5404 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5406 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5407 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5408 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5409 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5410 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5411 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5412 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5414 \headdecl{linux/fcntl.h}
5416 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5418 Prealloca dello spazio disco per un file.
5420 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5421 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5423 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5424 valido aperto in scrittura.
5425 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5426 dimensioni massime di un file.
5427 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5428 minore o uguale a zero.
5429 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5431 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5432 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5433 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5434 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5435 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5437 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5441 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5442 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5443 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5444 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5445 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5446 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5447 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5448 dimensione corrente.
5450 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5451 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5452 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5453 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5456 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5457 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5459 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5460 % http://lwn.net/Articles/432757/
5463 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5464 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5465 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5466 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5467 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5468 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5469 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5470 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5471 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5472 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5473 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5474 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5475 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5476 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5477 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5478 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5479 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5480 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5481 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5482 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5483 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5484 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5485 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5486 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5487 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5488 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5489 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5490 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5491 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5492 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5493 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5494 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5495 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5496 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5497 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5498 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5499 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5500 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5501 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5502 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5503 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5504 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5505 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5506 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5507 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5508 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5509 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5510 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5511 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5512 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5513 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5514 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5515 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
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5517 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5520 %%% Local Variables:
5522 %%% TeX-master: "gapil"
5524 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5525 % LocalWords: message kill received means exit