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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
42 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
43 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
44 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
45 descrittore su cui si sta operando.
47 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
48 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
49 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
50 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
51 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
52 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
53 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
54 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
55 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
56 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
57 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
58 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
60 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
61 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
62 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
63 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
64 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
65 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
66 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
67 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
68 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
69 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
70 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
73 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
74 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
75 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
76 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
77 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
78 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
80 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
81 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
82 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
83 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
84 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
85 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
95 \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
114 o un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \itindbeg{file~descriptor~set}
128 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
129 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
130 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
131 file descriptor, in maniera analoga a come un \itindex{signal~set}
132 \textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di
133 segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si
134 possono usare delle opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
148 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo usare
163 \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore eccede
164 \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
166 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
167 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
168 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
169 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
170 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
171 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
172 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
173 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
174 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
175 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
176 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i dati
177 urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
178 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
180 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
181 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
182 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
183 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
184 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
185 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
186 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
187 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
188 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
189 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
190 comune.} Infine l'argomento \param{timeout} specifica un tempo massimo di
191 attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione
192 attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo (cioè una
193 struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si voglia
194 semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
196 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
197 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
198 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
199 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
200 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
201 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
202 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
203 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
204 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
207 \itindend{file~descriptor~set}
209 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
210 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
211 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
212 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
213 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
214 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
215 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
216 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
218 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
219 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
220 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
221 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
222 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
223 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
224 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
225 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
226 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
227 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
228 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
230 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
231 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
232 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
233 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
234 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
235 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
236 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
238 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
239 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
240 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
241 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
242 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
243 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
245 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
246 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
247 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
248 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
249 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
250 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
251 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
252 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
253 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
254 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
255 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
256 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
257 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
258 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
259 \begin{prototype}{sys/select.h}
260 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
261 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
263 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
266 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
267 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
268 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
270 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
272 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
273 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
274 o un valore non valido per \param{timeout}.
276 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
279 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
280 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
281 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
282 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
283 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
284 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
285 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
286 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
287 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
288 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
289 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
292 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
293 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
294 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
295 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
296 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
297 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
298 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
299 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
300 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
301 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
303 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
304 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
305 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
306 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
307 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
308 \includecodesnip{listati/select_race.c}
309 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
310 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
311 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
313 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
314 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
315 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
316 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
317 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
318 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
319 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
320 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
321 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
322 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
323 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
324 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
325 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
326 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
327 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
328 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
329 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
330 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
331 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
334 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
335 \label{sec:file_poll}
337 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
338 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
339 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
340 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
341 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
343 \begin{prototype}{sys/poll.h}
344 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
346 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
349 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
350 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
351 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
353 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
355 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
356 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
357 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
359 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
362 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
363 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
364 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
365 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
366 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
367 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
368 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
369 \textsl{non-bloccante}).
371 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
372 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
373 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
374 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
375 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
376 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
377 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
378 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
379 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
380 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
381 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
382 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
385 \footnotesize \centering
386 \begin{minipage}[c]{15cm}
387 \includestruct{listati/pollfd.h}
390 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
391 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
392 \label{fig:file_pollfd}
395 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
396 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
397 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
398 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
399 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
400 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
401 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
406 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
408 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
411 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
412 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
413 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
414 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
417 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
418 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
419 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
421 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
422 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
423 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
425 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
428 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
429 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
430 \label{tab:file_pollfd_flags}
433 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
434 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
435 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
436 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
437 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
438 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
439 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
440 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
441 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
442 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
443 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
444 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati (come
445 \const{POLLRDNORM} e \const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si
446 sia definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di
447 farlo sempre in testa al file, definirla soltanto prima di includere
448 \file{sys/poll.h} non è sufficiente.}
450 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
451 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
452 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
453 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
454 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
455 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
458 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
459 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
460 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
461 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
462 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
463 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
464 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
465 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
466 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
467 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
470 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
471 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
472 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
473 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
474 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
477 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
478 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
479 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
480 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
481 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
483 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
484 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
485 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
486 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
488 \begin{prototype}{sys/poll.h}
489 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
490 const sigset\_t *sigmask)}
492 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
495 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
496 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
497 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
499 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
501 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
502 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
503 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
505 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
508 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
509 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
510 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
511 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
512 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
513 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
514 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
516 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
517 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
518 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
519 risultati illustrati in precedenza.
522 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
523 \label{sec:file_epoll}
527 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
528 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
529 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
530 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
531 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
532 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
533 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
534 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
535 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
537 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
538 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
539 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
540 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
541 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
542 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
543 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
544 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
545 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
546 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
547 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
549 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
550 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
551 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
552 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
553 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
554 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
555 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
558 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
559 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
560 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
561 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
562 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
563 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
564 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
565 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
566 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
567 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
568 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
569 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
572 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
573 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
574 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
575 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
576 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
577 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
578 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
579 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
580 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
582 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
583 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
584 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
585 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
586 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
587 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
588 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
589 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
590 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
591 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
592 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
594 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
595 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
596 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
597 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
598 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
599 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
600 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
601 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
602 {int epoll\_create(int size)}
604 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
606 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
607 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
609 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
611 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
613 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
619 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
620 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
621 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
622 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
623 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
624 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
625 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
626 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
627 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
629 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
630 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
631 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
632 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
633 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
634 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
636 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
638 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
639 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
641 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
643 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
644 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
645 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
646 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
647 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
648 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
649 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
650 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
651 l'operazione richiesta.
652 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
657 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
658 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
659 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
660 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
661 delle operazioni cui fanno riferimento.
666 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
668 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
671 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
672 \param{fd} alla lista dei file descriptor
673 controllati tramite \param{epfd}, in
674 \param{event} devono essere specificate le
675 modalità di osservazione.\\
676 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
677 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
679 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
680 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
683 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
684 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
685 \label{tab:epoll_ctl_operation}
688 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
689 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
690 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
691 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
692 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
693 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
695 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
696 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
697 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
698 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
699 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
700 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
701 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
702 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}
707 \footnotesize \centering
708 \begin{minipage}[c]{15cm}
709 \includestruct{listati/epoll_event.h}
712 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
713 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
715 \label{fig:epoll_event}
718 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
719 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
720 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
721 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
722 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
724 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
725 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
726 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
727 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
728 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
729 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
730 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
735 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
737 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
740 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
741 (analogo di \const{POLLIN}).\\
742 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
743 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
744 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
745 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
746 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
747 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
748 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
749 disponibili in lettura (analogo di
750 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
751 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
753 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
754 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
755 viene comunque riportata in uscita, e non è
756 necessaria impostarla in ingresso.\\
757 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
758 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
759 triggered} per il file descriptor associato.\\
760 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
761 descriptor associato.\footnotemark\\
764 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
765 \struct{epoll\_event}.}
766 \label{tab:epoll_events}
769 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
771 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedano che si definisca qual'è
772 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
773 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
774 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
775 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
776 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
777 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
778 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
779 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
780 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
781 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
784 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
785 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
786 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
787 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
788 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
789 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
790 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
792 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
793 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
794 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
795 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
796 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
798 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
799 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
800 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
801 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
802 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
803 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
804 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
805 logica \textit{edge triggered}.}
807 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
808 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
809 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
810 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
811 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
812 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
813 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
814 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
816 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
817 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
818 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
819 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
820 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
823 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
825 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
826 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
827 assumerà uno dei valori:
829 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
830 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
831 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
832 della scadenza di \param{timeout}.
833 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
834 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
839 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
840 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
841 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
842 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
843 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
844 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
845 con l'argomento \param{maxevents}.
847 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
848 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
849 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
850 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
851 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
852 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
855 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
856 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
857 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
858 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
859 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
860 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
861 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
862 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
863 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
865 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
866 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
867 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
868 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
869 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
870 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
871 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD} questi verrebbero riletti alla
872 luce delle modifiche.
874 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
875 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica un file descriptor è pronto e resterà
876 tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su di esso.
877 Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di
878 \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una \func{write},\footnote{è
879 opportuno ricordare ancora una volta che l'uso dell'I/O multiplexing
880 richiede di operare sui file in modalità non bloccante.} ma questa non è la
881 sola modalità possibile, ad esempio la condizione può essere riconosciuta
882 anche con il fatto che sono stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
884 Come le precedenti \func{select} e \func{poll}, le funzioni dell'interfaccia
885 di \textit{epoll} vengono utilizzate prevalentemente con i server di rete,
886 quando si devono tenere sotto osservazione un gran numero di socket; per
887 questo motivo rimandiamo di nuovo la trattazione di un esempio concreto a
888 quando avremo esaminato in dettaglio le caratteristiche dei socket, in
889 particolare si potrà trovare un programma che utilizza questa interfaccia in
890 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
897 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
898 \label{sec:file_asyncronous_access}
900 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
901 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
902 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
903 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
904 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
905 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
906 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
907 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
908 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
909 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
910 operazioni di I/O volute.
913 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
914 \label{sec:file_asyncronous_operation}
916 \itindbeg{signal~driven~I/O}
918 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
919 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
920 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
921 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
922 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
923 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
924 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
926 In realtà parlare di apertura in modalità asincrona non significa che le
927 operazioni di lettura o scrittura del file vengono eseguite in modo asincrono
928 (tratteremo questo, che è ciò che più propriamente viene chiamato \textsl{I/O
929 asincrono}, in sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione
930 un meccanismo di notifica asincrona delle variazione dello stato del file
931 descriptor aperto in questo modo. Quello che succede in questo caso è che il
932 sistema genera un segnale (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne
933 altri con il comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che
934 diventa possibile leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in
935 questa modalità.\footnote{questa modalità non è utilizzabile con i file
936 ordinari ma solo con socket, file di terminale o pseudo terminale, e, a
937 partire dal kernel 2.6, anche per fifo e pipe.}
939 Si può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
940 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
941 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
942 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
945 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di
946 Linux, chiamano questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Questa è
947 ancora un'altra modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di
948 \itindex{epoll} \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con
949 questa tecnica sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è
950 utilizzabile anche con kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli
951 della serie 2.4, ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si
952 hanno con \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle
953 funzioni \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in
954 sez.~\ref{sec:file_epoll}, quando vengono usate con un numero molto grande di
955 file descriptor, non hanno buone prestazioni.
957 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
958 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
959 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
960 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
961 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
962 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
963 verrebbero notificati una volta sola.
965 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
966 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
967 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
968 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
969 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
970 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
971 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
973 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
974 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
975 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
976 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
977 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
978 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
979 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
980 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
981 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
982 descriptor che ha generato il segnale.
984 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
985 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
986 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
987 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
988 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
989 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
990 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
993 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
994 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
995 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
996 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
997 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
998 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
999 identica al valore massimo del numero di file descriptor
1000 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
1001 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
1002 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
1004 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
1006 \itindend{signal~driven~I/O}
1010 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
1011 \label{sec:file_asyncronous_lease}
1013 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
1014 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
1015 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
1016 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
1017 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
1018 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
1019 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
1020 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
1021 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
1022 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
1023 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
1024 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
1025 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
1028 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
1029 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
1030 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
1031 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
1032 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
1033 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
1034 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
1035 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
1036 nessuna funzionalità di notifica.
1038 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
1039 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
1040 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
1041 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
1042 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
1043 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
1044 \itindex{polling} \textit{polling}.
1046 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
1047 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
1048 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
1049 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
1050 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
1051 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
1052 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
1054 \index{file!lease|(}
1056 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
1057 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
1058 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
1059 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
1060 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
1062 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
1063 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
1064 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
1065 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
1066 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
1067 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
1068 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
1069 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
1070 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
1071 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
1073 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
1074 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
1075 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
1076 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
1077 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
1078 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
1080 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
1081 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
1082 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
1083 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
1084 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
1085 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
1086 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
1091 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1093 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1096 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
1097 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
1098 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
1101 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
1102 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
1103 \const{F\_GETLEASE}.}
1104 \label{tab:file_lease_fctnl}
1107 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
1108 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
1109 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
1110 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
1111 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
1112 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
1114 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
1115 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
1116 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
1117 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
1118 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
1119 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
1120 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
1121 \textit{lease} su qualunque file.
1123 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
1124 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
1125 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
1126 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
1127 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
1128 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
1129 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
1130 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
1131 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
1132 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
1133 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
1134 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
1135 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
1136 operazioni di lettura e scrittura.
1138 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
1139 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
1140 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
1141 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
1142 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
1143 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
1144 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
1145 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
1146 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
1147 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
1150 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
1151 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
1152 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
1153 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
1154 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
1155 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
1156 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
1157 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
1158 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
1161 \index{file!dnotify|(}
1163 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
1164 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
1165 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
1166 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
1167 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
1169 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
1170 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
1171 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
1172 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
1173 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
1174 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
1175 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
1176 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
1177 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
1178 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
1179 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
1180 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
1181 \struct{siginfo\_t}.
1183 \index{file!lease|)}
1188 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1190 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1193 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
1194 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
1195 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
1196 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
1197 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
1198 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
1199 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
1200 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
1201 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
1203 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
1204 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
1205 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
1206 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
1207 directory (con \func{rename}).\\
1208 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
1209 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
1211 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
1215 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
1216 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
1217 \label{tab:file_notify}
1220 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
1221 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
1222 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
1223 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
1224 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
1225 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
1226 tab.~\ref{tab:file_notify}.
1228 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
1229 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
1230 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
1231 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
1232 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
1233 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
1234 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
1235 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
1236 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
1237 specificare un valore nullo.
1239 \index{file!inotify|(}
1241 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
1242 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
1243 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
1244 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
1245 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
1246 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
1247 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
1249 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
1250 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
1251 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
1252 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
1253 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
1254 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
1255 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
1256 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
1259 \index{file!dnotify|)}
1261 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
1262 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
1263 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
1264 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
1265 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
1266 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
1267 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
1268 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
1269 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
1271 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1272 {int inotify\_init(void)}
1274 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
1276 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1277 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1279 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
1280 \textit{inotify} consentite all'utente.
1281 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1283 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1289 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
1290 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
1291 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
1292 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
1293 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
1294 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1295 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
1296 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
1297 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
1298 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
1299 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
1300 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
1301 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
1302 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
1303 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
1305 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
1306 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
1307 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
1308 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
1309 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
1310 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
1311 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
1312 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
1313 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
1314 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
1315 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
1316 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
1317 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
1318 saranno automaticamente rilasciate.
1320 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
1321 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
1322 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
1323 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
1324 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
1325 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
1326 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
1327 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1328 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
1330 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
1332 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
1333 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1335 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
1336 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
1337 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
1338 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
1339 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
1341 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
1344 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
1345 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
1346 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
1347 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
1348 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
1349 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
1350 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
1351 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
1352 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
1353 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
1354 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
1355 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1356 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
1357 un solo file descriptor.
1359 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
1360 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
1361 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
1362 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
1363 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
1364 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
1365 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
1366 flag della prima parte.
1371 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
1373 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
1376 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
1378 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
1379 dell'inode (o sugli attributi
1381 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
1382 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1384 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1386 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
1387 directory in una directory sotto
1389 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
1390 directory in una directory sotto
1392 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
1393 directory) sotto osservazione.\\
1394 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
1395 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
1396 directory) sotto osservazione.\\
1397 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
1398 directory sotto osservazione.\\
1399 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
1400 directory sotto osservazione.\\
1401 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
1403 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
1404 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
1405 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
1406 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
1407 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
1408 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
1409 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
1413 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1414 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
1415 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
1416 \label{tab:inotify_event_watch}
1419 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
1420 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
1421 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
1422 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
1423 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
1424 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
1425 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
1426 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
1427 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
1432 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1434 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1437 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
1439 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
1440 nell'argomento \param{mask}, invece di
1442 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
1443 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
1445 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
1446 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
1447 quelli per i file che contiene.\\
1450 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1451 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
1452 modalità di osservazione.}
1453 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
1456 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
1457 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
1458 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
1459 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
1460 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
1462 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
1463 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
1464 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
1465 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
1466 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
1467 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
1468 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
1469 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
1470 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
1472 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
1473 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
1474 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
1475 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
1476 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
1477 sarà più notificato.
1479 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
1480 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
1481 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
1482 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
1483 la eventuale rimozione dello stesso.
1485 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
1486 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
1488 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1489 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
1491 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
1493 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
1494 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1496 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
1498 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
1499 non è associato ad una coda di notifica.
1504 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
1505 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
1506 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
1507 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
1508 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
1509 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
1510 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
1511 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
1512 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
1513 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
1514 \func{inotify\_rm\_watch}.
1516 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
1517 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
1518 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
1519 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
1520 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
1521 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
1522 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
1523 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
1525 \begin{figure}[!htb]
1526 \footnotesize \centering
1527 \begin{minipage}[c]{15cm}
1528 \includestruct{listati/inotify_event.h}
1531 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
1532 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
1533 \label{fig:inotify_event}
1536 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
1537 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
1538 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
1539 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
1540 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
1541 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
1542 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
1543 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
1544 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
1545 file che sono cambiati.
1547 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
1548 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
1549 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
1550 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
1551 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
1552 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
1553 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
1554 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
1555 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
1556 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
1557 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
1562 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1564 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1567 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
1568 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
1569 che in maniera implicita per la rimozione
1570 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
1571 filesystem su cui questo si trova.\\
1572 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
1573 (consente così di distinguere, quando si pone
1574 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
1575 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
1577 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
1578 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
1579 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
1580 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
1581 osservazione è stato smontato.\\
1584 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
1585 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
1586 \label{tab:inotify_read_event_flag}
1589 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
1590 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
1591 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
1592 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
1593 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
1594 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
1596 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
1597 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
1598 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
1599 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
1600 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
1602 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
1603 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
1604 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
1605 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
1606 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
1607 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
1608 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
1609 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
1610 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
1611 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
1612 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
1615 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
1616 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
1617 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
1618 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
1619 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
1620 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
1622 \begin{figure}[!htbp]
1623 \footnotesize \centering
1624 \begin{minipage}[c]{15cm}
1625 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
1628 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
1629 \label{fig:inotify_monitor_example}
1632 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
1633 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
1634 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
1635 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
1636 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
1637 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
1640 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
1641 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
1642 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
1643 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
1644 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
1645 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
1646 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
1647 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
1648 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
1649 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
1651 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
1652 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
1653 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
1654 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
1655 si saranno verificati eventi.
1657 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
1658 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
1659 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
1660 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
1661 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
1662 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
1663 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
1664 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
1665 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
1668 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
1669 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
1670 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
1671 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
1672 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
1673 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
1674 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
1675 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
1676 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
1677 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
1678 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
1679 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
1681 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
1682 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
1683 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
1684 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
1685 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
1686 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
1687 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
1688 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
1689 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
1690 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
1691 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
1692 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
1693 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
1694 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
1696 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
1697 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
1700 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
1702 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1705 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1709 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
1710 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
1711 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
1712 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
1713 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
1714 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
1715 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
1716 tale evenienza non si verificherà mai.
1718 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
1719 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
1720 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
1721 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
1722 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
1723 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
1724 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
1725 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
1726 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
1727 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
1728 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
1729 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
1730 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
1731 chiamata di \func{read}.
1733 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
1734 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
1735 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
1736 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
1737 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
1738 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
1739 raggruppati in un solo evento.
1741 \index{file!inotify|)}
1744 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1745 \label{sec:file_asyncronous_io}
1747 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1748 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1749 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1750 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1751 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1752 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1753 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1755 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1756 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1757 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1758 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1759 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1760 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1761 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1762 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1765 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1766 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1767 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
1768 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
1769 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
1770 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
1771 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
1774 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1775 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1776 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1777 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1778 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1779 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1780 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1782 \begin{figure}[!htb]
1783 \footnotesize \centering
1784 \begin{minipage}[c]{15cm}
1785 \includestruct{listati/aiocb.h}
1788 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1790 \label{fig:file_aiocb}
1793 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1794 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1795 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1796 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1797 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1798 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1799 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1800 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1801 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1802 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1803 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1804 del blocco di dati da trasferire.
1806 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1807 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1808 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1809 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1810 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1811 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1812 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1813 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1814 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1815 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1816 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1818 \begin{figure}[!htb]
1819 \footnotesize \centering
1820 \begin{minipage}[c]{15cm}
1821 \includestruct{listati/sigevent.h}
1824 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1825 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1826 \label{fig:file_sigevent}
1829 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1830 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1831 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1832 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1833 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1834 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1835 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1836 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1837 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1838 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1839 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1840 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1841 \struct{siginfo\_t}.
1842 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1843 \itindex{thread} \textit{thread} che esegue la funzione specificata da
1844 \var{sigev\_notify\_function} con argomento \var{sigev\_value}, e con gli
1845 attributi specificati da \var{sigev\_notify\_attribute}.
1848 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1849 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1850 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1851 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1855 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1856 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1858 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1859 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1862 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1863 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1865 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1866 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
1867 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
1868 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1869 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1874 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1875 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1876 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1877 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1878 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1879 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1880 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1881 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1883 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1884 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1885 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1886 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1887 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1888 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1889 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1890 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1893 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1894 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1895 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1896 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1897 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1898 errore; il suo prototipo è:
1899 \begin{prototype}{aio.h}
1900 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1902 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1905 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1906 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1910 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1911 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1912 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1913 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1914 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1915 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1916 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1917 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1920 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1921 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1922 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1923 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1925 \begin{prototype}{aio.h}
1926 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1928 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1931 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1935 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1936 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1937 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1938 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1939 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1941 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1942 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1943 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1944 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1945 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1948 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1949 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1950 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1951 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1953 \begin{prototype}{aio.h}
1954 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1956 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1958 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1959 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1960 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1963 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1964 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1965 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1966 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1967 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1968 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1969 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1970 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1972 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1973 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1974 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1975 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1976 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1978 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1979 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1980 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1981 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1983 \begin{prototype}{aio.h}
1984 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1986 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1989 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1990 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1991 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1995 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1996 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1997 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
1998 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
1999 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
2000 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
2001 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
2002 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
2003 \file{aio.h}) sono tre:
2004 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
2005 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
2006 cancellazione sono state già completate,
2008 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
2011 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
2012 corso e non sono state cancellate.
2015 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
2016 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
2017 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
2018 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
2019 del loro avvenuto completamento.
2021 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
2022 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
2023 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
2024 specifica operazione; il suo prototipo è:
2025 \begin{prototype}{aio.h}
2026 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
2029 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
2030 operazioni specificate da \param{list}.
2032 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
2033 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2036 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2038 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2039 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2044 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
2045 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
2046 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
2047 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
2048 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
2049 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
2050 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
2051 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
2052 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
2054 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
2055 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
2056 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
2057 \begin{prototype}{aio.h}
2058 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
2061 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
2062 secondo la modalità \param{mode}.
2064 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2065 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2067 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2069 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
2070 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
2071 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
2072 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2073 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2078 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
2079 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
2080 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
2081 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
2082 che può prendere i valori:
2083 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2084 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
2085 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
2086 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
2088 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
2089 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
2090 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
2091 quelle non completate.
2093 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
2094 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
2095 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
2096 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
2097 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
2098 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
2099 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
2102 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
2103 \label{sec:file_advanced_io}
2105 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
2106 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
2107 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
2108 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
2109 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
2110 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
2113 \subsection{File mappati in memoria}
2114 \label{sec:file_memory_map}
2116 \itindbeg{memory~mapping}
2117 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
2118 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
2119 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
2120 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
2121 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
2122 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
2126 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
2127 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
2128 mappatura in memoria di un file.}
2129 \label{fig:file_mmap_layout}
2132 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
2133 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
2134 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
2135 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
2136 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
2137 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
2138 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
2139 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
2140 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
2141 \textsl{memoria mappata su file}.
2143 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
2144 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
2145 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
2146 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
2147 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
2148 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
2151 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
2152 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
2153 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
2154 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
2155 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
2156 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
2159 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
2160 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
2161 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
2162 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
2163 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
2165 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
2166 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
2167 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
2172 \headdecl{sys/mman.h}
2174 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
2177 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
2179 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
2180 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
2181 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2183 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
2184 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
2185 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
2186 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
2187 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
2188 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
2189 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
2190 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
2191 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
2192 dimensione delle pagine).
2193 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
2194 \param{fd} è aperto in scrittura.
2195 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
2196 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
2197 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2198 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
2199 numero di mappature possibili.
2200 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
2202 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
2203 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
2204 l'opzione \texttt{noexec}.
2205 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
2206 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2211 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
2212 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
2213 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
2214 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
2220 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2222 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2225 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
2226 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
2227 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
2228 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
2231 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
2232 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
2233 \label{tab:file_mmap_prot}
2236 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
2237 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
2238 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
2239 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
2240 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
2241 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
2242 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
2243 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
2244 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
2245 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
2246 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
2247 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
2249 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
2250 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
2251 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
2252 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
2253 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
2254 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
2259 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
2261 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2264 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
2265 da \param{start}, se questo non può essere usato
2266 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
2267 valore di \param{start} deve essere allineato
2268 alle dimensioni di una pagina.\\
2269 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
2270 riportati sul file e saranno immediatamente
2271 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
2272 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
2273 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
2274 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
2275 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
2276 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
2277 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
2278 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
2279 privata cui solo il processo chiamante ha
2280 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
2281 il meccanismo del \textit{copy on
2282 write} \itindex{copy~on~write} e
2283 salvate su swap in caso di necessità. Non è
2284 specificato se i cambiamenti sul file originale
2285 vengano riportati sulla regione
2286 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
2287 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
2288 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
2289 (veniva usato per segnalare che tentativi di
2290 scrittura sul file dovevano fallire con
2291 \errcode{ETXTBSY}).\\
2292 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
2293 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
2294 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
2295 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
2297 modifiche fatte alla regione mappata, in
2298 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
2299 memoria disponibile, si ha l'emissione di
2300 un \const{SIGSEGV}.\\
2301 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
2303 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
2304 Indica che la mappatura deve essere effettuata
2305 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
2306 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
2307 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
2308 ignorati.\footnotemark\\
2309 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
2310 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
2311 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
2312 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
2313 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
2314 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
2315 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
2316 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
2317 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
2318 necessarie alla mappatura.\\
2319 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
2320 non causa I/O.\footnotemark\\
2321 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
2322 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
2326 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
2327 \label{tab:file_mmap_flag}
2331 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
2332 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
2333 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
2334 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
2335 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
2336 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
2337 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
2340 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
2341 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
2342 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
2343 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
2344 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
2345 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
2346 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
2347 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
2349 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
2352 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
2353 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
2354 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
2355 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
2357 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
2358 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
2359 parleremo più avanti.}
2361 \begin{figure}[!htb]
2363 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
2364 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
2365 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
2366 \label{fig:file_mmap_boundary}
2370 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
2371 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
2372 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
2373 bordo della pagina successiva.
2375 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
2376 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
2377 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
2378 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
2379 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
2382 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
2383 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
2384 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
2385 quella della mappatura in memoria.
2387 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
2388 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
2389 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
2390 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
2391 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
2393 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
2394 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
2395 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
2396 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
2397 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
2398 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
2399 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
2400 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
2401 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
2402 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
2406 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
2407 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
2408 alla lunghezza richiesta.}
2409 \label{fig:file_mmap_exceed}
2412 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
2413 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
2414 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
2415 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
2416 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
2417 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
2418 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
2419 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
2422 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
2423 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
2424 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
2425 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
2426 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
2427 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
2428 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
2429 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
2430 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
2432 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
2433 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
2434 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
2435 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
2436 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
2437 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
2438 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
2440 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
2441 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
2442 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
2443 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
2444 del contenuto della memoria su cui è mappato.
2446 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
2447 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
2448 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
2449 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
2450 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
2451 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
2454 \headdecl{sys/mman.h}
2456 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
2458 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
2460 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2461 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2463 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
2464 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
2466 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2467 precedentemente mappata.
2472 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
2473 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
2474 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
2475 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
2476 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
2477 del file aggiornato.
2482 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2484 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2487 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
2488 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
2489 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
2493 \caption{Le costanti che identificano i bit per la maschera binaria
2494 dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
2495 \label{tab:file_mmap_rsync}
2498 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
2499 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
2500 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
2501 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
2502 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
2503 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
2504 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
2505 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
2506 aggiornate ai nuovi valori.
2508 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
2509 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
2512 \headdecl{sys/mman.h}
2514 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
2516 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
2518 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2519 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2521 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2522 precedentemente mappata.
2527 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
2528 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
2529 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
2530 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
2531 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
2532 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
2533 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
2534 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
2535 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
2537 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
2538 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
2539 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
2540 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
2541 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
2543 % \headdecl{unistd.h}
2544 \headdecl{sys/mman.h}
2546 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
2548 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
2551 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2552 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2554 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
2555 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
2556 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
2557 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
2558 ha solo accesso in lettura.
2559 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
2560 % necessarie all'interno del kernel.
2561 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
2564 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
2569 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
2570 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
2571 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
2572 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
2573 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
2574 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
2576 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
2577 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
2578 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
2579 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
2582 \headdecl{sys/mman.h}
2584 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
2585 new\_size, unsigned long flags)}
2587 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
2589 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
2590 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
2591 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
2594 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
2596 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
2597 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
2598 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
2599 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
2600 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
2601 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
2602 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
2608 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
2609 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
2610 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
2611 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
2612 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
2613 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
2614 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
2615 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
2616 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
2617 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
2618 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
2619 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
2621 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
2622 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
2623 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
2624 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
2625 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
2626 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
2627 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
2629 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
2630 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
2631 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
2632 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
2633 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
2634 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
2636 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
2637 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
2638 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
2639 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
2640 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
2641 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
2642 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
2643 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
2644 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
2645 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
2646 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
2648 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
2649 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
2650 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
2651 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
2652 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
2653 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
2654 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
2655 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
2656 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
2657 \textit{memory mapping}.
2659 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
2660 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
2661 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
2662 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
2663 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
2664 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
2665 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
2666 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
2668 \headdecl{sys/mman.h}
2670 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
2671 ssize\_t pgoff, int flags)}
2673 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
2675 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
2676 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2678 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
2679 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2680 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2685 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2686 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2687 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2688 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2689 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2690 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2693 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2694 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2695 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2696 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2697 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2698 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2699 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2700 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2702 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2703 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2704 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2705 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2706 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2707 \textit{memory mapping}.
2709 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2710 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2711 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2712 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2713 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2714 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2715 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2716 interessate dal \textit{memory mapping}.
2718 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2719 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2720 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2721 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2722 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2723 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2724 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2725 \const{MAP\_POPULATE}.
2727 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2728 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2729 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2730 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2731 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2732 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2733 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2735 \itindend{memory~mapping}
2737 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
2738 \label{sec:file_multiple_io}
2740 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
2741 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
2742 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
2743 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
2744 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
2745 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
2748 Per questo motivo su BSD 4.2 sono state introdotte due nuove system call,
2749 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
2750 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} che
2751 permettono di effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su
2752 una serie di buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I
2753 relativi prototipi sono:
2755 \headdecl{sys/uio.h}
2757 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2758 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2760 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
2762 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
2763 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
2764 assumerà uno dei valori:
2766 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
2767 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
2768 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
2769 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
2770 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
2771 non ci sono dati in lettura.
2772 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2774 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
2775 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
2776 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
2777 scrittura eseguite su \param{fd}.}
2780 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
2781 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
2782 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
2783 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
2784 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
2786 \begin{figure}[!htb]
2787 \footnotesize \centering
2788 \begin{minipage}[c]{15cm}
2789 \includestruct{listati/iovec.h}
2792 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
2794 \label{fig:file_iovec}
2797 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
2798 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
2799 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
2800 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
2801 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
2802 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
2803 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
2804 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
2805 specificati nel vettore \param{vector}.
2807 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
2808 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
2809 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
2810 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
2811 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
2812 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
2813 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
2814 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
2816 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
2817 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
2818 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
2819 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
2820 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
2821 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
2822 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
2824 % TODO verificare cosa succederà a preadv e pwritev o alla nuova niovec
2825 % vedi http://lwn.net/Articles/164887/
2828 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e \func{splice}}
2829 \label{sec:file_sendfile_splice}
2831 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
2832 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
2833 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
2834 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
2836 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
2837 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
2838 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
2839 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
2840 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
2841 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
2842 questo tipo di situazioni.
2844 La prima funzione che si pone l'obiettivo di ottimizzare il trasferimento dei
2845 dati fra due file descriptor è \funcd{sendfile};\footnote{la funzione è stata
2846 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
2847 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
2848 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
2849 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
2850 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
2851 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il suo
2854 \headdecl{sys/sendfile.h}
2856 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
2859 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
2861 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
2862 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2865 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
2866 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
2867 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
2868 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
2870 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
2871 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
2874 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
2878 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
2879 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
2880 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
2881 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore, come le ordinarie \func{read} e
2882 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
2885 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
2886 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
2887 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
2888 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
2889 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
2890 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
2891 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
2892 letti da \param{in\_fd}.
2894 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
2895 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
2896 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
2897 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
2898 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
2899 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
2900 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
2901 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
2902 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
2903 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
2904 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
2905 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
2906 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
2907 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
2908 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
2910 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
2911 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
2912 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
2913 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
2914 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
2915 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
2916 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
2917 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
2918 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
2919 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
2920 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
2921 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2922 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
2923 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
2924 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
2925 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
2926 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
2928 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
2929 prestazioni, le motivazioni addotte non convincono del tutto e resta il dubbio
2930 se la scelta di disabilitarla sempre per il trasferimento di dati fra file di
2931 dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti di prestazioni infatti si
2932 può sempre fare ricorso all'uso successivo di, ma lasciare a disposizione la
2933 funzione consentirebbe se non altro, anche in assenza di guadagni di
2934 prestazioni, di semplificare la gestione della copia dei dati fra file,
2935 evitando di dover gestire l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro
2936 trasferimento; inoltre si avrebbe comunque il vantaggio di evitare inutili
2937 trasferimenti di dati da kernel space a user space e viceversa.
2939 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuto a
2940 partire dal kernel 2.6.17, della nuova system call \func{splice}. Lo scopo di
2941 questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
2942 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
2943 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
2944 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
2945 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
2946 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
2947 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
2948 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
2949 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
2950 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
2951 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
2952 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
2953 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
2954 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
2955 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
2956 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
2957 essa può essere effettivamente utilizzata.}
2959 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
2960 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
2961 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
2962 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
2963 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
2964 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
2965 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
2966 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
2967 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
2968 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
2969 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
2970 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
2971 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
2972 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
2973 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
2974 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
2975 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
2977 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
2978 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
2979 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
2980 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
2981 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
2982 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
2983 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
2984 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
2985 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
2986 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
2987 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
2992 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
2993 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
2995 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
2997 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
2998 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3001 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
3002 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
3003 aperti in lettura o scrittura.
3004 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
3005 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
3006 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
3007 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
3009 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3011 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
3012 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
3017 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
3018 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
3019 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
3020 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
3021 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
3022 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
3023 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
3024 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
3026 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
3027 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
3028 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
3029 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
3030 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
3031 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
3032 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
3033 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
3034 il suddetto file in modalità non bloccante).
3036 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
3037 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
3038 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
3039 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
3040 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
3041 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
3042 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
3043 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
3044 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
3045 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
3046 specificato come valore non nullo.
3048 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
3049 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
3050 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
3051 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
3052 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
3053 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
3054 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
3059 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3061 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3064 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
3065 di memoria contenenti i dati invece di
3066 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
3068 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
3069 bloccante; questo flag influisce solo sulle
3070 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
3071 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
3072 questo significa che la funzione potrà
3073 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
3074 file descriptor (a meno che anch'essi non
3075 siano stati aperti in modalità non
3077 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
3078 ulteriori dati in una \func{splice}
3079 successiva, questo è un suggerimento utile
3080 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
3081 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
3082 solo da \func{splice}, potrà essere
3083 implementato in futuro anche per
3084 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
3085 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
3086 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
3087 se impostato una seguente \func{splice} che
3088 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
3089 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
3090 essere copiate; per usare questa opzione i
3091 dati dovranno essere opportunamente allineati
3092 in posizione ed in dimensione alle pagine di
3093 memoria. Viene usato soltanto da
3097 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3098 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
3100 \label{tab:splice_flag}
3103 \footnotetext{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando possibile i
3104 meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti di dati (in
3105 maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano essere
3106 spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse saranno
3109 \footnotetext{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di gestione
3110 dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete, si veda
3111 la descrizione di \const{TCP\_CORK} in sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e
3112 quella di \const{MSG\_MORE} in sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
3114 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
3115 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
3118 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
3119 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
3120 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
3121 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
3122 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
3123 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
3124 fig.~\ref{fig:splice_example}.
3126 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
3127 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
3128 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
3129 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
3130 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
3134 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
3135 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
3136 \label{fig:splicecp_data_flux}
3139 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
3140 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
3141 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
3142 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
3143 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
3145 \begin{figure}[!phtb]
3146 \footnotesize \centering
3147 \begin{minipage}[c]{15cm}
3148 \includecodesample{listati/splicecp.c}
3151 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
3153 \label{fig:splice_example}
3156 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
3157 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
3158 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
3159 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
3160 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
3161 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
3162 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
3163 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
3165 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
3166 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
3167 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
3168 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
3169 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
3170 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
3171 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
3172 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
3173 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
3174 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
3175 (\texttt{\small 41--43}).
3177 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
3178 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
3179 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
3180 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
3181 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
3182 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
3183 del file di destinazione.
3185 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
3186 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
3187 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
3188 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
3189 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
3190 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
3191 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
3192 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
3193 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
3194 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
3195 presenti sul buffer.
3197 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
3198 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
3199 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
3200 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
3201 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
3203 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
3204 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
3205 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
3206 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
3207 genere di migliorare le prestazioni.
3209 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate altre
3210 due system call, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano la stessa
3211 infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
3212 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
3213 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
3214 descriptor, le tratteremo qui.
3216 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
3217 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria di un processo
3218 verso una \textit{pipe}, il suo prototipo è:
3221 \headdecl{sys/uio.h}
3223 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
3224 nr\_segs, unsigned int flags)}
3226 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
3228 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
3229 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3232 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
3233 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
3234 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
3235 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
3236 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3242 La \textit{pipe} dovrà essere specificata tramite il file descriptor
3243 corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si faccia riferimento
3244 a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali zone di memoria devono
3245 essere trasferita si deve utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec}
3246 (vedi fig.~\ref{fig:file_iovec}), con le stesse con cui le si usano per l'I/O
3247 vettorizzato; le dimensioni del suddetto vettore devono essere passate
3248 nell'argomento \param{nr\_segs} che indica il numero di segmenti di memoria da
3249 trasferire. Sia per il vettore che per il valore massimo di \param{nr\_segs}
3250 valgono le stesse limitazioni illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
3252 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
3253 pipe, in generale (se i dati una volta creati non devono essere riutilizzati)
3254 è opportuno utilizzare il flag \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa si che il
3255 kernel possa rimuovere le relative pagine dallo spazio degli indirizzi del
3256 processo, e scaricarle nella cache, così che queste possono essere utilizzate
3257 immediatamente senza necessità di eseguire una copia dei dati che contengono.
3259 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
3260 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
3261 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
3262 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
3263 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
3264 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
3268 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
3271 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
3273 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
3274 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3277 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
3278 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
3279 stessa \textit{pipe}.
3280 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3286 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
3287 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
3288 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
3289 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
3290 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
3291 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
3292 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}).
3294 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
3295 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
3296 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
3297 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
3298 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
3299 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
3300 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
3301 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
3302 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
3303 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
3304 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
3305 allegati alla guida.
3307 \begin{figure}[!htbp]
3308 \footnotesize \centering
3309 \begin{minipage}[c]{15cm}
3310 \includecodesample{listati/tee.c}
3313 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
3314 standard input sullo standard output e su un file.}
3315 \label{fig:tee_example}
3318 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
3319 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
3320 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
3321 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
3322 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
3324 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
3325 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
3326 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
3327 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
3328 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
3329 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
3330 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
3331 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
3332 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
3334 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
3335 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
3336 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
3337 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
3338 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
3339 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
3340 fig.~\ref{fig:splice_example}).
3342 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
3343 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
3344 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
3345 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
3346 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
3347 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
3348 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
3349 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
3350 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
3351 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
3352 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
3353 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
3355 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
3358 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
3359 \label{sec:file_fadvise}
3361 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
3362 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
3363 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
3364 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
3365 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
3366 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
3368 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
3369 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
3370 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
3371 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
3372 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
3373 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
3374 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
3377 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
3378 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
3379 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
3380 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
3381 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
3382 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
3383 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
3387 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
3389 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
3391 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3392 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3394 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3395 valido o non è aperto in lettura.
3396 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
3397 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
3402 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
3403 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
3404 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
3405 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
3406 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
3407 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
3408 \param{offset} e \param{count} arrotondati di conseguenza.
3410 La funzione estende quello che è un comportamento normale del
3411 kernel\footnote{per ottimizzare gli accessi al disco il kernel quando si legge
3412 un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre una lettura
3413 anticipata di una certa quantità di dati; questo meccanismo viene chiamato
3414 \textit{readahead}, da cui deriva il nome della funzione.} effettuando la
3415 lettura in cache della sezione richiesta e bloccandosi fintanto che questa non
3416 viene completata. La posizione corrente sul file non viene modificata ed
3417 indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la lettura dei dati si
3418 interrompe una volta raggiunta la fine del file.
3420 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
3421 all'interno del programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
3422 dati saranno necessari in seguito. Si potrà così concentrare in un unico
3423 momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la lettura, così da ottenere
3424 una migliore risposta nelle operazioni successive.
3426 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
3427 POSIX.1-2001 dalla funzione \funcd{posix\_fadvise},\footnote{anche se
3428 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
3429 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
3430 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
3431 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
3432 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
3433 opportune ottimizzazioni; il suo prototipo, che può è disponibile solo se si
3434 definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3438 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
3440 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
3442 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3443 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3445 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3447 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
3448 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
3449 (come una pipe o un socket).
3450 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
3451 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
3456 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
3457 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
3458 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
3459 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
3460 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
3461 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
3462 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
3463 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}. Si tenga presente comunque
3464 che la funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il
3465 kernel, che utilizza semplicemente l'informazione.
3470 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3472 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3475 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
3476 riguardo le modalità di accesso, il
3477 comportamento sarà identico a quello che si
3478 avrebbe senza nessun avviso.\\
3479 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
3480 accedere ai dati specificati in maniera
3481 sequenziale, a partire dalle posizioni più
3483 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
3484 completamente causale.\\
3485 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
3486 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
3487 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
3490 \caption{Valori dei bit dell'argomento \param{advice} di
3491 \func{posix\_fadvise} che indicano la modalità con cui si intende accedere
3493 \label{tab:posix_fadvise_flag}
3496 Anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della memoria virtuale ed
3497 al meccanismo standard del \textit{readahead} utilizzato dal kernel; in
3498 particolare con \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione
3499 dell'ammontare di dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi
3500 appunto una lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con
3501 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} si disabilita del tutto il suddetto meccanismo,
3502 dato che con un accesso del tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati
3503 immediatamente successivi gli attuali; infine l'uso di
3504 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di riportarsi al comportamento di
3507 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
3508 danno invece inizio ad una lettura in cache della regione del file indicata.
3509 La quantità di dati che verranno letti è ovviamente limitata in base al carico
3510 che si viene a creare sul sistema della memoria virtuale, ma in genere una
3511 lettura di qualche megabyte viene sempre soddisfatta (ed un valore superiore è
3512 solo raramente di qualche utilità). In particolare l'uso di
3513 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può considerare l'equivalente POSIX di
3516 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
3517 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
3518 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
3519 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
3520 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
3521 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
3522 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
3523 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
3525 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
3526 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
3527 specifica per le operazioni di scrittura, \func{posix\_fallocate},\footnote{la
3528 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94.} che consente di
3529 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
3530 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
3531 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3535 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
3537 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
3539 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
3540 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
3541 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
3543 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3544 valido o non è aperto in scrittura.
3545 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
3547 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
3548 la dimensione massima consentita per un file.
3549 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
3551 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
3553 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
3558 La funzione si assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
3559 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
3560 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
3561 se questa si estende oltre la fine del file le dimensioni di quest'ultimo
3562 saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con successo la
3563 funzione è garantito che una scrittura nella regione indicata non fallirà per
3564 mancanza di spazio disco.
3568 % TODO documentare \func{posix\_fadvise}
3569 % vedi http://insights.oetiker.ch/linux/fadvise.html
3570 % questo tread? http://www.ussg.iu.edu/hypermail/linux/kernel/0703.1/0032.html
3572 % TODO documentare \func{fallocate}, introdotta con il 2.6.23
3573 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
3574 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
3575 % \func{fallocate} con il 2.6.25 supporta pure XFS
3578 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
3579 %\label{sec:file_io_port}
3581 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
3582 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
3588 \section{Il file locking}
3589 \label{sec:file_locking}
3591 \index{file!locking|(}
3593 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
3594 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
3595 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
3596 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
3597 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
3598 in cui essi opereranno.
3600 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
3601 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
3602 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
3603 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
3604 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
3607 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
3608 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
3609 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
3610 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
3611 delle operazioni di scrittura.
3615 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
3616 \label{sec:file_record_locking}
3618 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
3619 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
3620 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
3621 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
3622 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
3623 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
3624 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
3625 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
3626 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
3627 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
3628 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
3629 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
3630 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
3631 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
3632 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
3633 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
3634 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
3635 utilizzando le relative funzioni.
3637 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
3638 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
3639 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
3640 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
3641 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
3642 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
3643 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
3644 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
3645 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
3646 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
3647 proteggere il loro accesso in lettura.
3649 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
3650 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
3651 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
3652 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
3653 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
3654 proteggere il suo accesso in scrittura.
3659 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
3661 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
3663 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
3666 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
3667 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
3670 \caption{Tipologie di file locking.}
3671 \label{tab:file_file_lock}
3674 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
3675 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
3676 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
3677 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
3678 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
3679 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
3681 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
3682 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
3683 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
3684 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
3685 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
3686 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
3687 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
3688 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
3689 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
3690 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
3691 menzionate, nel successo della richiesta.
3693 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
3694 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
3695 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
3696 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
3697 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
3701 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
3702 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
3703 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
3706 \subsection{La funzione \func{flock}}
3707 \label{sec:file_flock}
3709 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
3710 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
3711 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
3712 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
3714 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3716 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3717 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3719 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
3720 specificato \const{LOCK\_NB}.
3725 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
3726 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
3727 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
3728 essere passato utilizzando le costanti riportate in
3729 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
3734 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3736 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3739 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
3740 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
3741 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
3742 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
3743 richiesta di un \textit{file lock}.\\
3746 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
3747 \label{tab:file_flock_operation}
3750 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
3751 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
3752 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
3753 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
3754 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
3755 usare \const{LOCK\_UN}.
3757 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
3758 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
3759 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
3760 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
3761 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
3763 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
3764 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
3765 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
3766 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
3767 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
3768 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
3769 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
3770 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
3771 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
3772 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
3773 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
3774 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
3775 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
3776 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
3777 diversi che aprono lo stesso file.
3781 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
3782 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
3783 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
3784 \label{fig:file_flock_struct}
3787 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
3788 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
3789 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
3790 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
3791 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
3792 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
3793 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
3794 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
3795 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
3796 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
3797 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
3800 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
3801 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
3802 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
3803 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
3804 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
3805 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
3806 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
3807 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
3808 \func{dup} e \func{fork}.
3810 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
3811 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
3812 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
3813 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
3814 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
3815 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
3816 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
3817 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
3818 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
3819 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
3820 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
3822 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
3823 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
3824 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
3825 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
3826 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
3827 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
3828 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
3829 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
3830 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
3831 descriptor, il lock non viene rilasciato.
3833 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
3834 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
3835 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
3836 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
3837 server supportino questa funzionalità.
3840 \subsection{Il file locking POSIX}
3841 \label{sec:file_posix_lock}
3843 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
3844 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
3845 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
3846 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
3847 essa viene usata solo secondo il prototipo:
3848 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
3850 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3852 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3853 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3855 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
3856 \textit{file lock} da parte di altri processi.
3857 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
3858 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
3859 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
3860 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un lock su una regione bloccata da
3861 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
3862 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
3863 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
3864 riconosca sempre questa situazione.
3865 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
3866 di poter acquisire un lock.
3868 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
3872 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
3873 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
3874 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
3875 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
3876 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
3877 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
3878 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
3879 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
3880 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
3883 \begin{figure}[!bht]
3884 \footnotesize \centering
3885 \begin{minipage}[c]{15cm}
3886 \includestruct{listati/flock.h}
3889 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
3891 \label{fig:struct_flock}
3895 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
3896 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
3897 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
3898 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
3899 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
3900 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
3901 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
3902 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
3904 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
3905 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
3906 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
3907 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
3908 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
3909 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
3910 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
3915 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3917 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3920 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
3921 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
3922 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
3925 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
3926 \label{tab:file_flock_type}
3929 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
3930 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
3931 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
3932 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
3933 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
3934 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
3935 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
3937 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
3938 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
3939 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
3940 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
3941 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3942 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
3943 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
3944 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
3945 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
3946 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
3947 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
3948 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
3949 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
3950 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
3951 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
3953 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
3954 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
3955 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
3956 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
3957 con un errore di \errcode{EINTR}.
3960 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
3961 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
3962 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
3963 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
3964 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
3965 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
3966 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
3967 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
3968 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
3969 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
3971 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
3972 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
3973 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
3974 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
3975 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
3976 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
3977 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
3978 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
3979 stato effettivamente acquisito.
3982 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
3983 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
3984 \label{fig:file_flock_dead}
3987 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
3988 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
3989 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
3990 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
3991 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
3992 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
3993 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
3994 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
3995 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
3996 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
3997 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
3998 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
3999 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
4003 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
4004 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
4005 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
4006 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
4007 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
4008 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
4009 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
4010 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
4011 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
4012 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
4013 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
4014 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
4015 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
4016 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
4017 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
4018 \acr{pid} del processo.
4020 \begin{figure}[!bht]
4021 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
4022 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
4023 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
4024 \label{fig:file_posix_lock}
4027 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
4028 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
4029 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
4030 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
4031 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
4032 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
4033 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
4034 ed aggiunto alla lista.
4036 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
4037 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
4038 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
4039 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
4040 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
4041 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
4042 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
4043 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
4044 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
4046 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
4047 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
4048 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
4049 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
4050 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
4051 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
4052 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
4053 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
4054 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
4056 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
4057 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
4058 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
4059 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
4060 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
4061 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
4062 avranno sempre successo.
4064 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
4065 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
4066 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
4067 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
4068 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
4069 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
4070 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
4071 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
4072 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
4073 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
4074 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
4075 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
4076 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
4077 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
4078 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
4079 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
4080 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
4081 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
4083 \begin{figure}[!htb]
4084 \footnotesize \centering
4085 \begin{minipage}[c]{15cm}
4086 \includecodesample{listati/Flock.c}
4089 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
4090 \label{fig:file_flock_code}
4093 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
4094 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
4095 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
4096 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
4097 allegato nella directory dei sorgenti).
4099 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
4100 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
4101 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
4102 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
4103 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
4104 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
4105 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
4106 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
4107 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
4108 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
4109 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
4110 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
4112 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
4113 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
4114 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
4115 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
4116 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
4117 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
4118 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
4119 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
4122 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
4123 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
4124 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
4125 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
4126 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
4127 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
4128 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
4129 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
4130 esegue (\texttt{\small 41}).
4132 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
4133 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
4134 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
4135 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
4136 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
4137 lock vengono rilasciati.
4139 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
4140 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
4141 all'interno di un terminale il seguente comando:
4144 \begin{minipage}[c]{12cm}
4146 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
4149 \end{minipage}\vspace{1mm}
4151 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
4152 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
4153 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
4154 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
4155 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
4156 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
4159 \begin{minipage}[c]{12cm}
4161 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
4162 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4164 \end{minipage}\vspace{1mm}
4166 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
4167 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
4168 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
4169 file con il comando:
4172 \begin{minipage}[c]{12cm}
4174 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4175 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4177 \end{minipage}\vspace{1mm}
4179 se invece blocchiamo una regione con:
4182 \begin{minipage}[c]{12cm}
4184 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
4187 \end{minipage}\vspace{1mm}
4189 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
4190 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
4191 sovrappongono avremo che:
4194 \begin{minipage}[c]{12cm}
4196 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
4197 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4199 \end{minipage}\vspace{1mm}
4201 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
4205 \begin{minipage}[c]{12cm}
4207 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
4210 \end{minipage}\vspace{1mm}
4212 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
4213 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
4216 \begin{minipage}[c]{12cm}
4218 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
4219 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4221 \end{minipage}\vspace{1mm}
4223 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
4225 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
4226 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
4227 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
4231 \begin{minipage}[c]{12cm}
4233 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
4235 \end{minipage}\vspace{1mm}
4237 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
4238 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
4242 \begin{minipage}[c]{12cm}
4244 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4246 \end{minipage}\vspace{1mm}
4248 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
4249 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
4250 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
4251 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
4254 \begin{minipage}[c]{12cm}
4256 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4259 \end{minipage}\vspace{3mm}
4262 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
4263 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
4264 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
4265 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
4268 \begin{minipage}[c]{12cm}
4270 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
4273 \end{minipage}\vspace{1mm}
4275 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
4276 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
4277 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
4278 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
4282 \subsection{La funzione \func{lockf}}
4283 \label{sec:file_lockf}
4285 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
4286 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
4287 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
4288 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
4289 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
4290 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
4292 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
4294 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4295 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4297 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
4298 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
4299 file è mappato in memoria.
4300 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
4301 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
4303 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
4307 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
4308 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
4309 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
4314 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
4316 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4319 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
4320 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
4321 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
4322 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file.\\
4323 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
4324 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
4325 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
4326 con un OR aritmetico dei valori.\\
4329 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
4330 \label{tab:file_lockf_type}
4333 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
4334 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
4335 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
4336 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
4337 affatto equivalente a \func{flock}).
4341 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
4342 \label{sec:file_mand_locking}
4344 \itindbeg{mandatory~locking|(}
4346 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
4347 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
4348 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
4349 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
4350 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
4351 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
4353 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
4354 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
4355 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
4356 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
4357 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
4358 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
4359 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
4360 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
4361 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
4362 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
4363 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
4364 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
4365 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
4366 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
4369 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
4370 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
4371 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
4372 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
4373 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
4374 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
4375 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
4376 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
4377 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
4378 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
4379 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
4380 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
4383 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
4384 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
4385 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
4386 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
4388 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
4389 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
4390 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
4391 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
4392 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
4395 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
4396 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
4397 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
4398 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
4400 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
4401 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
4402 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
4403 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
4406 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
4407 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
4408 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
4409 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
4410 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
4411 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
4412 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
4413 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
4414 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
4416 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
4417 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
4418 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
4419 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
4420 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
4421 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
4422 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
4423 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
4424 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
4425 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
4426 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
4427 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
4428 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
4429 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
4430 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
4431 possibilità di modificare il file.
4433 \index{file!locking|)}
4435 \itindend{mandatory~locking|(}
4438 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4439 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4440 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4441 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4442 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4443 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4444 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4445 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4446 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4447 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4448 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4449 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4450 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4451 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4452 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4453 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4454 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4455 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4456 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4457 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4458 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4459 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4460 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4461 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4462 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4463 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4464 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4465 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4466 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4467 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4468 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4469 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4470 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4471 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4472 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4473 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4474 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4475 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4476 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4477 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4478 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4479 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4480 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4481 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4482 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4483 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4484 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4487 %%% Local Variables:
4489 %%% TeX-master: "gapil"
4491 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG