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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_timespec_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 campo
978 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
979 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
980 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
981 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
983 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
984 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
985 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
986 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
987 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
988 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
989 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
992 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
993 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
994 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
995 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
996 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
997 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
998 identica al valore massimo del numero di file descriptor
999 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
1000 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
1001 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
1003 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
1005 \itindend{signal~driven~I/O}
1009 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
1010 \label{sec:file_asyncronous_lease}
1012 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
1013 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
1014 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
1015 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
1016 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
1017 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
1018 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
1019 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
1020 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
1021 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
1022 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
1023 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
1024 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
1027 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
1028 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
1029 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
1030 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
1031 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
1032 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
1033 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
1034 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
1035 nessuna funzionalità di notifica.
1037 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
1038 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
1039 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
1040 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
1041 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
1042 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
1043 \itindex{polling} \textit{polling}.
1045 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
1046 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
1047 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
1048 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
1049 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
1050 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
1051 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
1053 \index{file!lease|(}
1055 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
1056 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
1057 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
1058 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
1059 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
1061 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
1062 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
1063 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
1064 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
1065 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
1066 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
1067 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
1068 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
1069 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
1070 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
1072 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
1073 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
1074 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
1075 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
1076 il file viene aperto il lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
1077 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
1079 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
1080 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
1081 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
1082 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
1083 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
1084 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
1085 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
1090 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1092 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1095 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
1096 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
1097 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
1100 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
1101 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
1102 \const{F\_GETLEASE}.}
1103 \label{tab:file_lease_fctnl}
1106 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
1107 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
1108 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
1109 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
1110 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
1111 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
1113 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
1114 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
1115 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
1116 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
1117 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
1118 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
1119 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
1120 \textit{lease} su qualunque file.
1122 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
1123 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
1124 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
1125 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
1126 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
1127 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
1128 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
1129 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
1130 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
1131 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
1132 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
1133 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
1134 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
1135 operazioni di lettura e scrittura.
1137 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
1138 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
1139 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
1140 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
1141 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
1142 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
1143 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
1144 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
1145 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
1146 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
1149 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
1150 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
1151 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
1152 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
1153 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
1154 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
1155 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
1156 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
1157 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
1160 \index{file!dnotify|(}
1162 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
1163 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
1164 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
1165 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
1166 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
1168 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
1169 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
1170 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
1171 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
1172 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
1173 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
1174 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
1175 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
1176 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
1177 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
1178 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
1179 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
1180 \struct{siginfo\_t}.
1182 \index{file!lease|)}
1187 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1189 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1192 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
1193 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
1194 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
1195 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
1196 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
1197 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
1198 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
1199 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
1200 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
1202 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
1203 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
1204 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
1205 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
1206 directory (con \func{rename}).\\
1207 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
1208 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
1210 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
1214 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
1215 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
1216 \label{tab:file_notify}
1219 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
1220 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
1221 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
1222 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
1223 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
1224 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
1225 tab.~\ref{tab:file_notify}.
1227 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
1228 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
1229 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
1230 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
1231 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
1232 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
1233 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
1234 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
1235 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
1236 specificare un valore nullo.
1238 \index{file!inotify|(}
1240 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
1241 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
1242 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
1243 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
1244 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
1245 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
1246 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
1248 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
1249 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
1250 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
1251 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
1252 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
1253 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
1254 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
1255 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
1258 \index{file!dnotify|)}
1260 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
1261 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
1262 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
1263 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
1264 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
1265 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
1266 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
1267 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
1268 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
1270 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1271 {int inotify\_init(void)}
1273 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
1275 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1276 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1278 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
1279 \textit{inotify} consentite all'utente.
1280 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1282 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1288 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
1289 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
1290 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
1291 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
1292 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
1293 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1294 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
1295 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
1296 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
1297 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
1298 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
1299 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
1300 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
1301 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
1302 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
1304 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
1305 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
1306 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
1307 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
1308 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
1309 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
1310 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
1311 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
1312 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
1313 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
1314 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
1315 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
1316 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
1317 saranno automaticamente rilasciate.
1319 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
1320 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
1321 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
1322 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
1323 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
1324 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
1325 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
1326 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1327 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
1329 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
1331 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
1332 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1334 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
1335 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
1336 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
1337 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
1338 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
1340 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
1343 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
1344 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
1345 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
1346 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
1347 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
1348 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
1349 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
1350 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
1351 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
1352 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
1353 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
1354 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
1355 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
1356 un solo file descriptor.
1358 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
1359 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
1360 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
1361 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
1362 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
1363 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
1364 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
1365 flag della prima parte.
1370 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
1372 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
1375 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
1377 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
1378 dell'inode (o sugli attributi
1380 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
1381 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1383 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
1385 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
1386 directory in una directory sotto
1388 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
1389 directory in una directory sotto
1391 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
1392 directory) sotto osservazione.\\
1393 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
1394 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
1395 directory) sotto osservazione.\\
1396 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
1397 directory sotto osservazione.\\
1398 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
1399 directory sotto osservazione.\\
1400 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
1402 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
1403 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
1404 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
1405 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
1406 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
1407 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
1408 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
1412 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1413 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
1414 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
1415 \label{tab:inotify_event_watch}
1418 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
1419 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
1420 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
1421 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
1422 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
1423 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
1424 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
1425 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
1426 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
1431 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1433 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1436 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
1438 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
1439 nell'argomento \param{mask}, invece di
1441 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
1442 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
1444 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
1445 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
1446 quelli per i file che contiene.\\
1449 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
1450 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
1451 modalità di osservazione.}
1452 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
1455 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
1456 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
1457 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
1458 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
1459 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
1461 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
1462 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
1463 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
1464 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
1465 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
1466 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
1467 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
1468 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
1469 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
1471 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
1472 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
1473 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
1474 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
1475 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
1476 sarà più notificato.
1478 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
1479 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
1480 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
1481 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
1482 la eventuale rimozione dello stesso.
1484 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
1485 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
1487 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
1488 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
1490 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
1492 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
1493 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1495 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
1497 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
1498 non è associato ad una coda di notifica.
1503 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
1504 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
1505 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
1506 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
1507 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
1508 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
1509 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
1510 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
1511 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
1512 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
1513 \func{inotify\_rm\_watch}.
1515 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
1516 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
1517 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
1518 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
1519 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
1520 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
1521 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
1522 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
1524 \begin{figure}[!htb]
1525 \footnotesize \centering
1526 \begin{minipage}[c]{15cm}
1527 \includestruct{listati/inotify_event.h}
1530 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
1531 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
1532 \label{fig:inotify_event}
1535 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
1536 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
1537 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
1538 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
1539 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
1540 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
1541 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
1542 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
1543 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
1544 file che sono cambiati.
1546 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
1547 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
1548 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
1549 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
1550 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
1551 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
1552 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
1553 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
1554 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
1555 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
1556 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
1561 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1563 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1566 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
1567 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
1568 che in maniera implicita per la rimozione
1569 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
1570 filesystem su cui questo si trova.\\
1571 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
1572 (consente così di distinguere, quando si pone
1573 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
1574 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
1576 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
1577 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
1578 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
1579 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
1580 osservazione è stato smontato.\\
1583 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
1584 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
1585 \label{tab:inotify_read_event_flag}
1588 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
1589 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
1590 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
1591 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
1592 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
1593 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
1595 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
1596 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
1597 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
1598 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
1599 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
1601 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
1602 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
1603 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
1604 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
1605 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
1606 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
1607 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
1608 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
1609 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
1610 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
1611 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
1614 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
1615 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
1616 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
1617 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
1618 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
1619 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
1621 \begin{figure}[!htbp]
1622 \footnotesize \centering
1623 \begin{minipage}[c]{15cm}
1624 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
1627 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
1628 \label{fig:inotify_monitor_example}
1631 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
1632 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
1633 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
1634 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
1635 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
1636 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
1639 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
1640 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
1641 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
1642 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
1643 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
1644 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
1645 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
1646 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
1647 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
1648 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
1650 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
1651 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
1652 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
1653 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
1654 si saranno verificati eventi.
1656 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
1657 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
1658 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
1659 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
1660 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
1661 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
1662 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
1663 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
1664 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
1667 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
1668 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
1669 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
1670 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
1671 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
1672 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
1673 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
1674 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
1675 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
1676 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
1677 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
1678 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
1680 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
1681 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
1682 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
1683 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
1684 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
1685 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
1686 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
1687 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
1688 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
1689 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
1690 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
1691 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
1692 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
1693 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
1695 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
1696 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
1699 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
1701 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1704 Observed event on /home/piccardi/gapil/
1708 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
1709 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
1710 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
1711 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
1712 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
1713 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
1714 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
1715 tale evenienza non si verificherà mai.
1717 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
1718 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
1719 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
1720 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
1721 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
1722 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
1723 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
1724 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
1725 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
1726 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
1727 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
1728 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
1729 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
1730 chiamata di \func{read}.
1732 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
1733 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
1734 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
1735 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
1736 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
1737 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
1738 raggruppati in un solo evento.
1740 \index{file!inotify|)}
1742 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
1743 % http://lwn.net/Articles/343346/
1746 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
1747 \label{sec:file_asyncronous_io}
1749 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
1750 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
1751 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
1752 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
1753 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
1754 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
1755 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
1757 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
1758 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
1759 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
1760 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
1761 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
1762 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
1763 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
1764 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
1767 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
1768 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
1769 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
1770 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
1771 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
1772 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
1773 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
1776 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
1777 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
1778 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
1779 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
1780 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
1781 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
1782 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
1784 \begin{figure}[!htb]
1785 \footnotesize \centering
1786 \begin{minipage}[c]{15cm}
1787 \includestruct{listati/aiocb.h}
1790 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
1792 \label{fig:file_aiocb}
1795 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
1796 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
1797 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
1798 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
1799 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
1800 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
1801 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
1802 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
1803 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
1804 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
1805 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
1806 del blocco di dati da trasferire.
1808 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
1809 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
1810 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
1811 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
1812 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
1813 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
1814 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
1815 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
1816 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
1817 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
1818 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
1820 \begin{figure}[!htb]
1821 \footnotesize \centering
1822 \begin{minipage}[c]{15cm}
1823 \includestruct{listati/sigevent.h}
1826 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
1827 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
1828 \label{fig:file_sigevent}
1831 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
1832 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
1833 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
1834 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
1835 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
1836 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
1837 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
1838 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
1839 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
1840 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
1841 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
1842 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
1843 \struct{siginfo\_t}.
1844 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
1845 \itindex{thread} \textit{thread} che esegue la funzione specificata da
1846 \var{sigev\_notify\_function} con argomento \var{sigev\_value}, e con gli
1847 attributi specificati da \var{sigev\_notify\_attribute}.
1850 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
1851 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
1852 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
1853 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
1857 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
1858 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
1860 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
1861 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
1864 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1865 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1867 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
1868 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
1869 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
1870 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
1871 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
1876 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
1877 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
1878 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
1879 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
1880 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
1881 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
1882 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
1883 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
1885 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
1886 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
1887 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
1888 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
1889 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
1890 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
1891 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
1892 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
1895 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
1896 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
1897 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
1898 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
1899 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
1900 errore; il suo prototipo è:
1901 \begin{prototype}{aio.h}
1902 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
1904 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
1907 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
1908 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
1912 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
1913 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
1914 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
1915 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
1916 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
1917 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
1918 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
1919 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
1922 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
1923 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
1924 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
1925 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
1927 \begin{prototype}{aio.h}
1928 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
1930 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
1933 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
1937 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
1938 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
1939 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
1940 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
1941 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
1943 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
1944 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
1945 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
1946 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
1947 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
1950 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
1951 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
1952 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
1953 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
1955 \begin{prototype}{aio.h}
1956 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
1958 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
1960 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
1961 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
1962 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
1965 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
1966 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
1967 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
1968 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
1969 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
1970 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
1971 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
1972 sez.~\ref{sec:file_sync}).
1974 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
1975 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
1976 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
1977 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
1978 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
1980 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
1981 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
1982 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
1983 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
1985 \begin{prototype}{aio.h}
1986 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
1988 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
1991 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
1992 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
1993 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
1997 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
1998 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
1999 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
2000 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
2001 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
2002 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
2003 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
2004 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
2005 \file{aio.h}) sono tre:
2006 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
2007 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
2008 cancellazione sono state già completate,
2010 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
2013 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
2014 corso e non sono state cancellate.
2017 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
2018 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
2019 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
2020 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
2021 del loro avvenuto completamento.
2023 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
2024 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
2025 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
2026 specifica operazione; il suo prototipo è:
2027 \begin{prototype}{aio.h}
2028 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
2031 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
2032 operazioni specificate da \param{list}.
2034 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
2035 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2038 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2040 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2041 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2046 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
2047 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
2048 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
2049 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
2050 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
2051 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
2052 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
2053 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
2054 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
2056 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
2057 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
2058 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
2059 \begin{prototype}{aio.h}
2060 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
2063 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
2064 secondo la modalità \param{mode}.
2066 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2067 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2069 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
2071 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
2072 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
2073 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
2074 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2075 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
2080 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
2081 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
2082 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
2083 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
2084 che può prendere i valori:
2085 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
2086 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
2087 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
2088 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
2090 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
2091 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
2092 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
2093 quelle non completate.
2095 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
2096 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
2097 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
2098 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
2099 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
2100 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
2101 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
2104 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
2105 \label{sec:file_advanced_io}
2107 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
2108 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
2109 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
2110 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
2111 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
2112 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
2115 \subsection{File mappati in memoria}
2116 \label{sec:file_memory_map}
2118 \itindbeg{memory~mapping}
2119 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
2120 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
2121 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
2122 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
2123 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
2124 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
2128 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
2129 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
2130 mappatura in memoria di un file.}
2131 \label{fig:file_mmap_layout}
2134 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
2135 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
2136 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
2137 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
2138 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
2139 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
2140 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
2141 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
2142 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
2143 \textsl{memoria mappata su file}.
2145 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
2146 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
2147 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
2148 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
2149 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
2150 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
2153 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
2154 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
2155 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
2156 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
2157 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
2158 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
2161 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
2162 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
2163 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
2164 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
2165 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
2167 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
2168 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
2169 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
2174 \headdecl{sys/mman.h}
2176 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
2179 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
2181 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
2182 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
2183 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2185 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
2186 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
2187 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
2188 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
2189 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
2190 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
2191 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
2192 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
2193 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
2194 dimensione delle pagine).
2195 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
2196 \param{fd} è aperto in scrittura.
2197 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
2198 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
2199 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2200 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
2201 numero di mappature possibili.
2202 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
2204 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
2205 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
2206 l'opzione \texttt{noexec}.
2207 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
2208 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2213 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
2214 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
2215 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
2216 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
2222 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2224 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2227 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
2228 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
2229 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
2230 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
2233 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
2234 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
2235 \label{tab:file_mmap_prot}
2238 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
2239 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
2240 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
2241 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
2242 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
2243 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
2244 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
2245 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
2246 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
2247 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
2248 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
2249 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
2251 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
2252 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
2253 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
2254 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
2255 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
2256 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
2261 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
2263 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2266 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
2267 da \param{start}, se questo non può essere usato
2268 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
2269 valore di \param{start} deve essere allineato
2270 alle dimensioni di una pagina.\\
2271 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
2272 riportati sul file e saranno immediatamente
2273 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
2274 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
2275 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
2276 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
2277 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
2278 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
2279 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
2280 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
2281 privata cui solo il processo chiamante ha
2282 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
2283 il meccanismo del \textit{copy on
2284 write} \itindex{copy~on~write} e
2285 salvate su swap in caso di necessità. Non è
2286 specificato se i cambiamenti sul file originale
2287 vengano riportati sulla regione
2288 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
2289 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
2290 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
2291 (veniva usato per segnalare che tentativi di
2292 scrittura sul file dovevano fallire con
2293 \errcode{ETXTBSY}).\\
2294 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
2295 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
2296 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
2297 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
2299 modifiche fatte alla regione mappata, in
2300 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
2301 memoria disponibile, si ha l'emissione di
2302 un \const{SIGSEGV}.\\
2303 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
2305 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
2306 Indica che la mappatura deve essere effettuata
2307 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
2308 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
2309 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
2310 ignorati.\footnotemark\\
2311 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
2312 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
2313 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
2314 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
2315 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
2316 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
2317 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
2318 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
2319 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
2320 necessarie alla mappatura.\\
2321 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
2322 non causa I/O.\footnotemark\\
2323 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
2324 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
2328 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
2329 \label{tab:file_mmap_flag}
2333 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
2334 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
2335 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
2336 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
2337 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
2338 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
2339 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
2342 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
2343 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
2344 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
2345 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
2346 paginazione \index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
2347 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
2348 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
2349 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
2351 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
2354 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
2355 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
2356 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
2357 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
2359 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
2360 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
2361 parleremo più avanti.}
2363 \begin{figure}[!htb]
2365 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
2366 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
2367 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
2368 \label{fig:file_mmap_boundary}
2372 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
2373 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
2374 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
2375 bordo della pagina successiva.
2377 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
2378 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
2379 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
2380 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
2381 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
2384 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
2385 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
2386 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
2387 quella della mappatura in memoria.
2389 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
2390 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
2391 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
2392 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
2393 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
2395 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
2396 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
2397 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
2398 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
2399 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
2400 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
2401 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
2402 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
2403 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
2404 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
2408 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
2409 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
2410 alla lunghezza richiesta.}
2411 \label{fig:file_mmap_exceed}
2414 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
2415 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
2416 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
2417 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
2418 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
2419 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
2420 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
2421 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
2424 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
2425 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
2426 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
2427 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
2428 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
2429 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
2430 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
2431 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
2432 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
2434 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
2435 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
2436 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
2437 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
2438 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
2439 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
2440 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
2442 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
2443 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
2444 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
2445 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
2446 del contenuto della memoria su cui è mappato.
2448 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
2449 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
2450 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
2451 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
2452 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
2453 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
2456 \headdecl{sys/mman.h}
2458 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
2460 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
2462 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2463 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2465 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
2466 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
2468 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2469 precedentemente mappata.
2474 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
2475 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
2476 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
2477 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
2478 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
2479 del file aggiornato.
2484 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2486 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2489 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
2490 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
2491 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
2495 \caption{Le costanti che identificano i bit per la maschera binaria
2496 dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
2497 \label{tab:file_mmap_rsync}
2500 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
2501 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
2502 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
2503 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
2504 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
2505 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
2506 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
2507 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
2508 aggiornate ai nuovi valori.
2510 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
2511 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
2514 \headdecl{sys/mman.h}
2516 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
2518 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
2520 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2521 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2523 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
2524 precedentemente mappata.
2529 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
2530 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
2531 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
2532 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
2533 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
2534 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
2535 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
2536 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
2537 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
2539 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
2540 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
2541 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
2542 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
2543 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
2545 % \headdecl{unistd.h}
2546 \headdecl{sys/mman.h}
2548 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
2550 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
2553 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2554 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2556 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
2557 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
2558 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
2559 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
2560 ha solo accesso in lettura.
2561 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
2562 % necessarie all'interno del kernel.
2563 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
2566 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
2571 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
2572 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
2573 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
2574 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
2575 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
2576 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
2578 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
2579 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
2580 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
2581 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
2584 \headdecl{sys/mman.h}
2586 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
2587 new\_size, unsigned long flags)}
2589 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
2591 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
2592 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
2593 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
2596 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
2598 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
2599 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
2600 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
2601 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
2602 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
2603 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
2604 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
2610 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
2611 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
2612 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
2613 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
2614 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
2615 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
2616 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
2617 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
2618 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
2619 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
2620 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
2621 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
2623 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
2624 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
2625 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
2626 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
2627 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
2628 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
2629 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
2631 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
2632 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
2633 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
2634 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
2635 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
2636 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
2638 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
2639 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
2640 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
2641 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
2642 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
2643 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
2644 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
2645 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
2646 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
2647 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
2648 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
2650 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
2651 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
2652 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
2653 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
2654 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
2655 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
2656 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
2657 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
2658 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
2659 \textit{memory mapping}.
2661 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
2662 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
2663 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
2664 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
2665 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
2666 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
2667 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
2668 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
2670 \headdecl{sys/mman.h}
2672 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
2673 ssize\_t pgoff, int flags)}
2675 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
2677 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
2678 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2680 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
2681 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
2682 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
2687 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
2688 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
2689 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
2690 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
2691 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
2692 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
2695 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
2696 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
2697 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
2698 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
2699 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
2700 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
2701 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
2702 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
2704 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
2705 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
2706 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
2707 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
2708 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
2709 \textit{memory mapping}.
2711 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
2712 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
2713 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
2714 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
2715 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
2716 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
2717 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
2718 interessate dal \textit{memory mapping}.
2720 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
2721 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
2722 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
2723 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
2724 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
2725 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
2726 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
2727 \const{MAP\_POPULATE}.
2729 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
2730 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
2731 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
2732 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
2733 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
2734 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
2735 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
2737 \itindend{memory~mapping}
2739 % TODO documentare \func{madvise}
2741 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
2742 \label{sec:file_multiple_io}
2744 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
2745 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
2746 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
2747 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
2748 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
2749 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
2752 Per questo motivo su BSD 4.2 sono state introdotte due nuove system call,
2753 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
2754 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} che
2755 permettono di effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su
2756 una serie di buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I
2757 relativi prototipi sono:
2759 \headdecl{sys/uio.h}
2761 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2762 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
2764 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
2766 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
2767 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
2768 assumerà uno dei valori:
2770 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
2771 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
2772 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
2773 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
2774 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
2775 non ci sono dati in lettura.
2776 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2778 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
2779 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
2780 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
2781 scrittura eseguite su \param{fd}.}
2784 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
2785 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
2786 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
2787 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
2788 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
2790 \begin{figure}[!htb]
2791 \footnotesize \centering
2792 \begin{minipage}[c]{15cm}
2793 \includestruct{listati/iovec.h}
2796 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
2798 \label{fig:file_iovec}
2801 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
2802 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
2803 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
2804 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
2805 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
2806 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
2807 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
2808 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
2809 specificati nel vettore \param{vector}.
2811 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
2812 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
2813 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
2814 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
2815 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
2816 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
2817 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
2818 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
2820 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
2821 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
2822 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
2823 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
2824 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
2825 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
2826 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
2828 % TODO verificare cosa succederà a preadv e pwritev o alla nuova niovec
2829 % vedi http://lwn.net/Articles/164887/
2830 % inserite nel kernel 2.6.30, vedi http://lwn.net/Articles/326818/
2833 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e \func{splice}}
2834 \label{sec:file_sendfile_splice}
2836 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
2837 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
2838 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
2839 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
2841 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
2842 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
2843 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
2844 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
2845 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
2846 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
2847 questo tipo di situazioni.
2849 La prima funzione che si pone l'obiettivo di ottimizzare il trasferimento dei
2850 dati fra due file descriptor è \funcd{sendfile};\footnote{la funzione è stata
2851 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
2852 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
2853 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
2854 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
2855 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
2856 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il suo
2859 \headdecl{sys/sendfile.h}
2861 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
2864 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
2866 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
2867 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2870 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
2871 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
2872 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
2873 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
2875 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
2876 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
2879 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
2883 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
2884 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
2885 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
2886 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore, come le ordinarie \func{read} e
2887 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
2890 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
2891 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
2892 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
2893 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
2894 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
2895 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
2896 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
2897 letti da \param{in\_fd}.
2899 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
2900 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
2901 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
2902 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
2903 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
2904 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
2905 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
2906 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
2907 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
2908 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
2909 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
2910 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
2911 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
2912 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
2913 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
2915 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
2916 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
2917 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
2918 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
2919 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
2920 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
2921 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
2922 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
2923 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
2924 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
2925 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
2926 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
2927 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
2928 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
2929 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
2930 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
2931 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
2933 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
2934 prestazioni, le motivazioni addotte non convincono del tutto e resta il dubbio
2935 se la scelta di disabilitarla sempre per il trasferimento di dati fra file di
2936 dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti di prestazioni infatti si
2937 può sempre fare ricorso all'uso successivo di, ma lasciare a disposizione la
2938 funzione consentirebbe se non altro, anche in assenza di guadagni di
2939 prestazioni, di semplificare la gestione della copia dei dati fra file,
2940 evitando di dover gestire l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro
2941 trasferimento; inoltre si avrebbe comunque il vantaggio di evitare inutili
2942 trasferimenti di dati da kernel space a user space e viceversa.
2944 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuto a
2945 partire dal kernel 2.6.17, della nuova system call \func{splice}. Lo scopo di
2946 questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
2947 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
2948 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
2949 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
2950 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
2951 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
2952 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
2953 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
2954 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
2955 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
2956 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
2957 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
2958 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
2959 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
2960 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
2961 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
2962 essa può essere effettivamente utilizzata.}
2964 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
2965 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
2966 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
2967 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
2968 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
2969 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
2970 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
2971 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
2972 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
2973 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
2974 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
2975 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
2976 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
2977 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
2978 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
2979 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
2980 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
2982 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
2983 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
2984 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
2985 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
2986 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
2987 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
2988 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
2989 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
2990 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
2991 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
2992 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
2997 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
2998 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
3000 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
3002 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
3003 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3006 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
3007 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
3008 aperti in lettura o scrittura.
3009 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
3010 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
3011 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
3012 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
3014 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3016 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
3017 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
3022 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
3023 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
3024 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
3025 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
3026 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
3027 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
3028 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
3029 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
3031 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
3032 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
3033 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
3034 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
3035 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
3036 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
3037 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
3038 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
3039 il suddetto file in modalità non bloccante).
3041 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
3042 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
3043 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
3044 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
3045 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
3046 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
3047 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
3048 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
3049 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
3050 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
3051 specificato come valore non nullo.
3053 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
3054 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
3055 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
3056 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
3057 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
3058 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
3059 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
3064 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3066 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3069 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
3070 di memoria contenenti i dati invece di
3071 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
3073 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
3074 bloccante; questo flag influisce solo sulle
3075 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
3076 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
3077 questo significa che la funzione potrà
3078 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
3079 file descriptor (a meno che anch'essi non
3080 siano stati aperti in modalità non
3082 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
3083 ulteriori dati in una \func{splice}
3084 successiva, questo è un suggerimento utile
3085 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
3086 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
3087 solo da \func{splice}, potrà essere
3088 implementato in futuro anche per
3089 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
3090 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
3091 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
3092 se impostato una seguente \func{splice} che
3093 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
3094 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
3095 essere copiate; per usare questa opzione i
3096 dati dovranno essere opportunamente allineati
3097 in posizione ed in dimensione alle pagine di
3098 memoria. Viene usato soltanto da
3102 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3103 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
3105 \label{tab:splice_flag}
3108 \footnotetext{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando possibile i
3109 meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti di dati (in
3110 maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano essere
3111 spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse saranno
3114 \footnotetext{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di gestione
3115 dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete, si veda
3116 la descrizione di \const{TCP\_CORK} in sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e
3117 quella di \const{MSG\_MORE} in sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
3119 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
3120 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
3123 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
3124 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
3125 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
3126 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
3127 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
3128 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
3129 fig.~\ref{fig:splice_example}.
3131 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
3132 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
3133 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
3134 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
3135 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
3139 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
3140 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
3141 \label{fig:splicecp_data_flux}
3144 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
3145 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
3146 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
3147 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
3148 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
3150 \begin{figure}[!phtb]
3151 \footnotesize \centering
3152 \begin{minipage}[c]{15cm}
3153 \includecodesample{listati/splicecp.c}
3156 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
3158 \label{fig:splice_example}
3161 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
3162 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
3163 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
3164 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
3165 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
3166 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
3167 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
3168 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
3170 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
3171 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
3172 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
3173 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
3174 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
3175 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
3176 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
3177 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
3178 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
3179 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
3180 (\texttt{\small 41--43}).
3182 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
3183 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
3184 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
3185 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
3186 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
3187 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
3188 del file di destinazione.
3190 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
3191 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
3192 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
3193 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
3194 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
3195 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
3196 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
3197 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
3198 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
3199 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
3200 presenti sul buffer.
3202 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
3203 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
3204 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
3205 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
3206 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
3208 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
3209 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
3210 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
3211 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
3212 genere di migliorare le prestazioni.
3214 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate altre
3215 due system call, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano la stessa
3216 infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
3217 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
3218 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
3219 descriptor, le tratteremo qui.
3221 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
3222 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria di un processo
3223 verso una \textit{pipe}, il suo prototipo è:
3226 \headdecl{sys/uio.h}
3228 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
3229 nr\_segs, unsigned int flags)}
3231 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
3233 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
3234 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3237 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
3238 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
3239 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
3240 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
3241 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3247 La \textit{pipe} dovrà essere specificata tramite il file descriptor
3248 corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si faccia riferimento
3249 a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali zone di memoria devono
3250 essere trasferita si deve utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec}
3251 (vedi fig.~\ref{fig:file_iovec}), con le stesse con cui le si usano per l'I/O
3252 vettorizzato; le dimensioni del suddetto vettore devono essere passate
3253 nell'argomento \param{nr\_segs} che indica il numero di segmenti di memoria da
3254 trasferire. Sia per il vettore che per il valore massimo di \param{nr\_segs}
3255 valgono le stesse limitazioni illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
3257 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
3258 pipe, in generale (se i dati una volta creati non devono essere riutilizzati)
3259 è opportuno utilizzare il flag \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa si che il
3260 kernel possa rimuovere le relative pagine dallo spazio degli indirizzi del
3261 processo, e scaricarle nella cache, così che queste possono essere utilizzate
3262 immediatamente senza necessità di eseguire una copia dei dati che contengono.
3264 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
3265 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
3266 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
3267 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
3268 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
3269 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
3273 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
3276 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
3278 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
3279 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3282 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
3283 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
3284 stessa \textit{pipe}.
3285 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
3291 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
3292 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
3293 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
3294 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
3295 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
3296 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
3297 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}).
3299 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
3300 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
3301 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
3302 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
3303 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
3304 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
3305 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
3306 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
3307 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
3308 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
3309 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
3310 allegati alla guida.
3312 \begin{figure}[!htbp]
3313 \footnotesize \centering
3314 \begin{minipage}[c]{15cm}
3315 \includecodesample{listati/tee.c}
3318 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
3319 standard input sullo standard output e su un file.}
3320 \label{fig:tee_example}
3323 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
3324 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
3325 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
3326 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
3327 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
3329 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
3330 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
3331 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
3332 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
3333 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
3334 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
3335 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
3336 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
3337 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
3339 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
3340 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
3341 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
3342 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
3343 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
3344 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
3345 fig.~\ref{fig:splice_example}).
3347 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
3348 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
3349 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
3350 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
3351 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
3352 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
3353 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
3354 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
3355 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
3356 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
3357 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
3358 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
3360 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
3363 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
3364 \label{sec:file_fadvise}
3366 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
3367 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
3368 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
3369 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
3370 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
3371 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
3373 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
3374 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
3375 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
3376 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
3377 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
3378 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
3379 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
3382 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
3383 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
3384 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
3385 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
3386 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
3387 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
3388 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
3392 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
3394 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
3396 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3397 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3399 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3400 valido o non è aperto in lettura.
3401 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
3402 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
3407 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
3408 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
3409 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
3410 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
3411 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
3412 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
3413 \param{offset} e \param{count} arrotondati di conseguenza.
3415 La funzione estende quello che è un comportamento normale del
3416 kernel\footnote{per ottimizzare gli accessi al disco il kernel quando si legge
3417 un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre una lettura
3418 anticipata di una certa quantità di dati; questo meccanismo viene chiamato
3419 \textit{readahead}, da cui deriva il nome della funzione.} effettuando la
3420 lettura in cache della sezione richiesta e bloccandosi fintanto che questa non
3421 viene completata. La posizione corrente sul file non viene modificata ed
3422 indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la lettura dei dati si
3423 interrompe una volta raggiunta la fine del file.
3425 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
3426 all'interno del programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
3427 dati saranno necessari in seguito. Si potrà così concentrare in un unico
3428 momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la lettura, così da ottenere
3429 una migliore risposta nelle operazioni successive.
3431 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
3432 POSIX.1-2001 dalla funzione \funcd{posix\_fadvise},\footnote{anche se
3433 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
3434 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
3435 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
3436 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
3437 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
3438 opportune ottimizzazioni; il suo prototipo, che può è disponibile solo se si
3439 definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3443 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
3445 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
3447 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3448 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3450 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3452 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
3453 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
3454 (come una pipe o un socket).
3455 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
3456 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
3461 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
3462 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
3463 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
3464 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
3465 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
3466 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
3467 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
3468 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}. Si tenga presente comunque
3469 che la funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il
3470 kernel, che utilizza semplicemente l'informazione.
3475 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3477 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3480 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
3481 riguardo le modalità di accesso, il
3482 comportamento sarà identico a quello che si
3483 avrebbe senza nessun avviso.\\
3484 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
3485 accedere ai dati specificati in maniera
3486 sequenziale, a partire dalle posizioni più
3488 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
3489 completamente causale.\\
3490 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
3491 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
3492 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
3495 \caption{Valori dei bit dell'argomento \param{advice} di
3496 \func{posix\_fadvise} che indicano la modalità con cui si intende accedere
3498 \label{tab:posix_fadvise_flag}
3501 Anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della memoria virtuale ed
3502 al meccanismo standard del \textit{readahead} utilizzato dal kernel; in
3503 particolare con \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione
3504 dell'ammontare di dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi
3505 appunto una lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con
3506 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} si disabilita del tutto il suddetto meccanismo,
3507 dato che con un accesso del tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati
3508 immediatamente successivi gli attuali; infine l'uso di
3509 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di riportarsi al comportamento di
3512 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
3513 danno invece inizio ad una lettura in cache della regione del file indicata.
3514 La quantità di dati che verranno letti è ovviamente limitata in base al carico
3515 che si viene a creare sul sistema della memoria virtuale, ma in genere una
3516 lettura di qualche megabyte viene sempre soddisfatta (ed un valore superiore è
3517 solo raramente di qualche utilità). In particolare l'uso di
3518 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può considerare l'equivalente POSIX di
3521 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
3522 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
3523 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
3524 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
3525 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
3526 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
3527 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
3528 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
3530 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
3531 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
3532 specifica per le operazioni di scrittura, \func{posix\_fallocate},\footnote{la
3533 funzione è stata introdotta a partire dalle glibc 2.1.94.} che consente di
3534 preallocare dello spazio disco per assicurarsi che una seguente scrittura non
3535 fallisca, il suo prototipo, anch'esso disponibile solo se si definisce la
3536 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad almeno 600, è:
3540 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
3542 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
3544 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
3545 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
3546 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
3548 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
3549 valido o non è aperto in scrittura.
3550 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
3552 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
3553 la dimensione massima consentita per un file.
3554 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
3556 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
3558 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
3563 La funzione si assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
3564 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
3565 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
3566 se questa si estende oltre la fine del file le dimensioni di quest'ultimo
3567 saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con successo la
3568 funzione è garantito che una scrittura nella regione indicata non fallirà per
3569 mancanza di spazio disco.
3571 % TODO controllare la trattazione della nuova funzionalità di preallocazione
3573 % TODO documentare \func{posix\_fadvise}
3574 % vedi http://insights.oetiker.ch/linux/fadvise.html
3575 % questo tread? http://www.ussg.iu.edu/hypermail/linux/kernel/0703.1/0032.html
3577 % TODO documentare \func{fallocate}, introdotta con il 2.6.23
3578 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
3579 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
3580 % \func{fallocate} con il 2.6.25 supporta pure XFS
3583 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
3584 %\label{sec:file_io_port}
3586 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
3587 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
3593 \section{Il file locking}
3594 \label{sec:file_locking}
3596 \index{file!locking|(}
3598 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
3599 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
3600 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
3601 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
3602 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
3603 in cui essi opereranno.
3605 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
3606 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
3607 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
3608 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
3609 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
3612 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
3613 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
3614 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
3615 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
3616 delle operazioni di scrittura.
3620 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
3621 \label{sec:file_record_locking}
3623 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
3624 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
3625 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
3626 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
3627 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
3628 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
3629 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
3630 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
3631 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
3632 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
3633 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
3634 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
3635 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
3636 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
3637 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
3638 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
3639 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
3640 utilizzando le relative funzioni.
3642 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
3643 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
3644 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
3645 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
3646 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
3647 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
3648 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
3649 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
3650 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
3651 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
3652 proteggere il loro accesso in lettura.
3654 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
3655 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
3656 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
3657 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
3658 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
3659 proteggere il suo accesso in scrittura.
3664 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
3666 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
3668 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
3671 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
3672 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
3675 \caption{Tipologie di file locking.}
3676 \label{tab:file_file_lock}
3679 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
3680 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
3681 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
3682 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
3683 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
3684 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
3686 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
3687 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
3688 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
3689 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
3690 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
3691 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
3692 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
3693 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
3694 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
3695 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
3696 menzionate, nel successo della richiesta.
3698 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
3699 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
3700 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
3701 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
3702 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
3706 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
3707 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
3708 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
3711 \subsection{La funzione \func{flock}}
3712 \label{sec:file_flock}
3714 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
3715 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
3716 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
3717 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
3719 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3721 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3722 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3724 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
3725 specificato \const{LOCK\_NB}.
3730 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
3731 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
3732 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
3733 essere passato utilizzando le costanti riportate in
3734 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
3739 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3741 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3744 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
3745 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
3746 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
3747 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
3748 richiesta di un \textit{file lock}.\\
3751 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
3752 \label{tab:file_flock_operation}
3755 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
3756 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
3757 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
3758 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
3759 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
3760 usare \const{LOCK\_UN}.
3762 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
3763 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
3764 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
3765 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
3766 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
3768 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
3769 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
3770 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
3771 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
3772 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
3773 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
3774 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
3775 mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked list} di strutture
3776 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
3777 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
3778 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
3779 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
3780 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
3781 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
3782 diversi che aprono lo stesso file.
3786 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
3787 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
3788 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
3789 \label{fig:file_flock_struct}
3792 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
3793 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
3794 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
3795 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
3796 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
3797 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
3798 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
3799 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
3800 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
3801 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table}
3802 \textit{file table} da cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il
3805 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
3806 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
3807 fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
3808 corrispondente a quella registrata nel lock. Allora se ricordiamo quanto
3809 visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i
3810 file descriptor duplicati e quelli ereditati in un processo figlio puntano
3811 sempre alla stessa voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, si può
3812 capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti delle funzioni
3813 \func{dup} e \func{fork}.
3815 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
3816 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella \itindex{file~table}
3817 \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello con cui lo si è
3818 creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file descriptor fa
3819 riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa della
3820 \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte che si
3821 apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un processo
3822 figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà effetto su
3823 tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
3824 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
3825 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
3827 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
3828 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
3829 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
3830 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
3831 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
3832 che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
3833 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
3834 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
3835 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
3836 descriptor, il lock non viene rilasciato.
3838 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
3839 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
3840 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
3841 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
3842 server supportino questa funzionalità.
3845 \subsection{Il file locking POSIX}
3846 \label{sec:file_posix_lock}
3848 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
3849 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
3850 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
3851 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
3852 essa viene usata solo secondo il prototipo:
3853 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
3855 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
3857 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3858 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3860 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
3861 \textit{file lock} da parte di altri processi.
3862 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
3863 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
3864 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
3865 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un lock su una regione bloccata da
3866 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
3867 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
3868 \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
3869 riconosca sempre questa situazione.
3870 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
3871 di poter acquisire un lock.
3873 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
3877 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
3878 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
3879 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
3880 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
3881 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
3882 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
3883 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
3884 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
3885 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
3888 \begin{figure}[!bht]
3889 \footnotesize \centering
3890 \begin{minipage}[c]{15cm}
3891 \includestruct{listati/flock.h}
3894 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
3896 \label{fig:struct_flock}
3900 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
3901 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
3902 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
3903 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
3904 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
3905 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
3906 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
3907 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
3909 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
3910 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
3911 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
3912 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
3913 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
3914 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
3915 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
3920 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3922 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3925 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
3926 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
3927 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
3930 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
3931 \label{tab:file_flock_type}
3934 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
3935 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
3936 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
3937 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
3938 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
3939 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
3940 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
3942 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
3943 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
3944 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
3945 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
3946 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3947 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
3948 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
3949 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
3950 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
3951 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
3952 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
3953 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
3954 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
3955 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
3956 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
3958 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
3959 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
3960 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
3961 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
3962 con un errore di \errcode{EINTR}.
3965 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
3966 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
3967 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
3968 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
3969 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
3970 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
3971 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
3972 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
3973 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
3974 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
3976 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
3977 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
3978 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
3979 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
3980 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
3981 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
3982 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
3983 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
3984 stato effettivamente acquisito.
3987 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
3988 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
3989 \label{fig:file_flock_dead}
3992 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
3993 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
3994 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
3995 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
3996 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
3997 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
3998 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
3999 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
4000 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
4001 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
4002 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
4003 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
4004 cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
4008 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
4009 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
4010 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
4011 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
4012 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
4013 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
4014 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
4015 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
4016 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
4017 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
4018 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
4019 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
4020 usato.} il lock è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
4021 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
4022 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
4023 \acr{pid} del processo.
4025 \begin{figure}[!bht]
4026 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
4027 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
4028 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
4029 \label{fig:file_posix_lock}
4032 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
4033 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la \itindex{linked~list}
4034 \textit{linked list} delle strutture \struct{file\_lock}, scartando
4035 automaticamente quelle per cui \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così
4036 che le due interfacce restano ben separate.} per verificare se la regione
4037 richiesta non si sovrappone ad una già bloccata, in caso affermativo decide in
4038 base al tipo di lock, in caso negativo il nuovo lock viene comunque acquisito
4039 ed aggiunto alla lista.
4041 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
4042 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
4043 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
4044 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
4045 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
4046 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
4047 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
4048 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
4049 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
4051 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
4052 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
4053 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
4054 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
4055 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
4056 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
4057 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
4058 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
4059 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
4061 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
4062 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
4063 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
4064 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
4065 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
4066 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
4067 avranno sempre successo.
4069 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
4070 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
4071 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
4072 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
4073 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
4074 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
4075 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
4076 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
4077 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
4078 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
4079 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
4080 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
4081 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
4082 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
4083 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
4084 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
4085 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
4086 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
4088 \begin{figure}[!htb]
4089 \footnotesize \centering
4090 \begin{minipage}[c]{15cm}
4091 \includecodesample{listati/Flock.c}
4094 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
4095 \label{fig:file_flock_code}
4098 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
4099 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
4100 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
4101 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
4102 allegato nella directory dei sorgenti).
4104 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
4105 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
4106 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
4107 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
4108 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
4109 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
4110 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
4111 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
4112 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
4113 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
4114 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
4115 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
4117 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
4118 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
4119 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
4120 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
4121 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
4122 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
4123 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
4124 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
4127 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
4128 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
4129 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
4130 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
4131 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
4132 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
4133 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
4134 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
4135 esegue (\texttt{\small 41}).
4137 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
4138 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
4139 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
4140 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
4141 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
4142 lock vengono rilasciati.
4144 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
4145 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
4146 all'interno di un terminale il seguente comando:
4149 \begin{minipage}[c]{12cm}
4151 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
4154 \end{minipage}\vspace{1mm}
4156 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
4157 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
4158 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
4159 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
4160 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
4161 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
4164 \begin{minipage}[c]{12cm}
4166 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
4167 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4169 \end{minipage}\vspace{1mm}
4171 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
4172 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
4173 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
4174 file con il comando:
4177 \begin{minipage}[c]{12cm}
4179 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4180 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4182 \end{minipage}\vspace{1mm}
4184 se invece blocchiamo una regione con:
4187 \begin{minipage}[c]{12cm}
4189 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
4192 \end{minipage}\vspace{1mm}
4194 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
4195 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
4196 sovrappongono avremo che:
4199 \begin{minipage}[c]{12cm}
4201 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
4202 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4204 \end{minipage}\vspace{1mm}
4206 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
4210 \begin{minipage}[c]{12cm}
4212 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
4215 \end{minipage}\vspace{1mm}
4217 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
4218 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
4221 \begin{minipage}[c]{12cm}
4223 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
4224 Failed lock: Resource temporarily unavailable
4226 \end{minipage}\vspace{1mm}
4228 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
4230 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
4231 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
4232 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
4236 \begin{minipage}[c]{12cm}
4238 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
4240 \end{minipage}\vspace{1mm}
4242 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
4243 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
4247 \begin{minipage}[c]{12cm}
4249 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4251 \end{minipage}\vspace{1mm}
4253 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
4254 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
4255 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
4256 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
4259 \begin{minipage}[c]{12cm}
4261 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
4264 \end{minipage}\vspace{3mm}
4267 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
4268 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
4269 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
4270 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
4273 \begin{minipage}[c]{12cm}
4275 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
4278 \end{minipage}\vspace{1mm}
4280 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
4281 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
4282 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
4283 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
4287 \subsection{La funzione \func{lockf}}
4288 \label{sec:file_lockf}
4290 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
4291 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
4292 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
4293 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
4294 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
4295 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
4297 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
4299 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4300 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4302 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
4303 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
4304 file è mappato in memoria.
4305 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il locking: ci
4306 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
4308 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
4312 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
4313 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
4314 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
4319 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
4321 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4324 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
4325 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
4326 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
4327 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file.\\
4328 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
4329 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
4330 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
4331 con un OR aritmetico dei valori.\\
4334 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
4335 \label{tab:file_lockf_type}
4338 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
4339 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
4340 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
4341 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
4342 affatto equivalente a \func{flock}).
4346 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
4347 \label{sec:file_mand_locking}
4349 \itindbeg{mandatory~locking|(}
4351 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
4352 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
4353 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
4354 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
4355 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
4356 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
4358 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
4359 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
4360 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
4361 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
4362 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
4363 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
4364 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
4365 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
4366 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
4367 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
4368 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
4369 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
4370 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
4371 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
4374 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
4375 neanche l'amministratore può passare sopra ad un lock; pertanto un processo
4376 che blocchi un file cruciale può renderlo completamente inaccessibile,
4377 rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si
4378 potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, ma non è
4379 detto che sia così facile fare questa operazione con un sistema bloccato.}
4380 inoltre con il \textit{mandatory locking} si può bloccare completamente un
4381 server NFS richiedendo una lettura su un file su cui è attivo un lock. Per
4382 questo motivo l'abilitazione del mandatory locking è di norma disabilitata, e
4383 deve essere attivata filesystem per filesystem in fase di montaggio
4384 (specificando l'apposita opzione di \func{mount} riportata in
4385 tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione \code{-o mand} per il comando
4388 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
4389 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
4390 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
4391 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
4393 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
4394 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
4395 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
4396 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
4397 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
4400 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
4401 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
4402 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
4403 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
4405 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
4406 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
4407 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
4408 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
4411 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
4412 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
4413 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
4414 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
4415 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
4416 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
4417 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
4418 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
4419 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
4421 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
4422 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
4423 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
4424 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
4425 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
4426 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
4427 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
4428 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
4429 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
4430 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
4431 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
4432 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
4433 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
4434 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
4435 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
4436 possibilità di modificare il file.
4438 \index{file!locking|)}
4440 \itindend{mandatory~locking|(}
4443 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4444 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4445 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4446 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4447 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4448 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4449 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4450 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4451 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4452 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4453 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4454 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4455 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4456 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4457 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4458 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4459 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4460 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4461 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4462 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4463 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4464 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4465 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4466 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4467 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4468 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4469 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4470 % LocalWords: GROWSDOWN ANON GiB POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4471 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4472 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4473 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4474 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4475 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4476 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4477 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4478 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4479 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4480 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4481 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4482 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4483 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4484 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4485 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4486 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4487 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4488 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4489 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4492 %%% Local Variables:
4494 %%% TeX-master: "gapil"
4496 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG