3 %% Copyright (C) 2000-2014 Simone Piccardi. Permission is granted to
4 %% copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free
5 %% Documentation License, Version 1.1 or any later version published by the
6 %% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Un preambolo",
7 %% with no Front-Cover Texts, and with no Back-Cover Texts. A copy of the
8 %% license is included in the section entitled "GNU Free Documentation
12 \chapter{La gestione avanzata dei file}
13 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \itindbeg{file~locking}
29 In sez.~\ref{sec:file_shared_access} abbiamo preso in esame le modalità in cui
30 un sistema unix-like gestisce l'accesso concorrente ai file da parte di
31 processi diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file
32 aperti in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi
33 scrivono contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la
34 sequenza in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella recepita dallo standard POSIX.1 (che è
95 derivata dall'interfaccia usata in System V), che è basata sulla funzione
96 \func{fcntl}. I \textit{file lock} sono implementati in maniera completamente
97 indipendente nelle due interfacce (in realtà con Linux questo avviene solo
98 dalla serie 2.0 dei kernel) che pertanto possono coesistere senza
101 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
102 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
103 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
104 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
105 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
106 comportamento non bloccante) viene posto in stato di \textit{sleep}. Una volta
107 finite le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco.
109 La situazione delle varie possibilità che si possono verificare è riassunta in
110 tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si sono riportati, a seconda delle varie
111 tipologie di blocco già presenti su un file, il risultato che si avrebbe in
112 corrispondenza di una ulteriore richiesta da parte di un processo di un blocco
113 nelle due tipologie di \textit{file lock} menzionate, con un successo o meno
119 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
121 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
123 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
126 \textit{Read lock} & esecuzione & esecuzione & blocco \\
127 \textit{Write lock}& esecuzione & blocco & blocco \\
130 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
131 \label{tab:file_file_lock}
134 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
135 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
136 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
137 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
138 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
139 un \textit{write lock}).
142 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
143 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
144 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
147 \subsection{La funzione \func{flock}}
148 \label{sec:file_flock}
150 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
151 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione di sistema
152 usata per richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il
157 \fdecl{int flock(int fd, int operation)}
158 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
161 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
162 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
164 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale
165 nell'attesa dell'acquisizione di un \textit{file lock}.
166 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido
167 per \param{operation}.
168 \item[\errcode{ENOLCK}] il kernel non ha memoria sufficiente per gestire il
170 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
171 specificato \const{LOCK\_NB}.
173 ed inoltre \errval{EBADF} nel suo significato generico.
177 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
178 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
179 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
180 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
181 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
186 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
188 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
191 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
192 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
193 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
194 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
195 richiesta di un \textit{file lock}.\\
198 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
199 \label{tab:file_flock_operation}
202 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
203 richiedere un \textit{file lock} rispettivamente condiviso o esclusivo, ed
204 ovviamente non possono essere usati insieme. Se con essi si specifica anche
205 \const{LOCK\_NB} la funzione non si bloccherà qualora il \textit{file lock}
206 non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con un errore di
207 \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un \textit{file lock} si dovrà invece
208 usare direttamente \const{LOCK\_UN}.
210 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
211 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
212 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
213 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
214 facendo fallire la riacquisizione.
216 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
217 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
218 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
219 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
220 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
223 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
224 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
225 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
226 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
227 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
228 per entrambe le interfacce.
230 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
231 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
232 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
233 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
234 agisce sempre su di un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
235 \textit{file lock} sono mantenute dal kernel a livello di \itindex{inode}
236 \textit{inode}, dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono
237 avere due processi diversi che aprono lo stesso file.
239 In particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
240 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list} \textit{linked
241 list} di strutture \kstruct{file\_lock}. La lista è referenziata
242 dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura
243 \kstruct{inode} (per le definizioni esatte si faccia riferimento al file
244 \file{include/linux/fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
245 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
246 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}) o un \textit{file lease}
247 (\const{FL\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease}).
251 \includegraphics[width=12cm]{img/file_flock}
252 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
253 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
254 \label{fig:file_flock_struct}
257 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
258 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
259 un nuovo elemento (cioè l'aggiunta di una nuova struttura
260 \kstruct{file\_lock}). Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la
261 semantica della funzione prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino
262 ulteriori istanze di un \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori
263 riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema
264 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file
265 lock} un puntatore alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}
266 da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare. Il
267 puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di \kstruct{file\_lock}, e
268 viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati con la semantica BSD.
270 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
271 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
272 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
273 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
274 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
275 sez.~\ref{sec:file_shared_access}, e cioè che i file descriptor duplicati e
276 quelli ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
277 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
278 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
280 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
281 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
282 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
283 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
284 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
285 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
286 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
287 processo figlio. Inoltre una volta tolto un \textit{file lock} su un file, la
288 rimozione avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa
289 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di
290 file descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche per processi
293 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
294 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
295 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
296 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
297 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
298 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
299 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
300 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
301 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
302 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
305 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
306 \label{sec:file_posix_lock}
308 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
309 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione di sistema
310 \func{fcntl}. Abbiamo già trattato questa funzione nelle sue molteplici
311 possibilità di utilizzo in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}. Quando la si
312 impiega per il \textit{file locking} essa viene usata solo secondo il seguente
317 \fdecl{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
318 \fdesc{Applica o rimuove un \textit{file lock}.}
321 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
322 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
324 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
325 \textit{file lock} da parte di altri processi.
326 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
327 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
328 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
329 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
330 riconosca sempre questa situazione.
331 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
332 di poter acquisire un \textit{file lock}.
333 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
334 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
335 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
337 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT} nel loro significato generico.}
340 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
341 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
342 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
343 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
344 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
345 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
346 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
347 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
348 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
349 con un'altra regione bloccata.
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{0.90\textwidth}
354 \includestruct{listati/flock.h}
357 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
358 \textit{file locking}.}
359 \label{fig:struct_flock}
362 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
363 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
364 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
365 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
366 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
367 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
368 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
369 relative descrizioni in tab.~\ref{tab:lseek_whence_values}).
371 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
372 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
373 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
374 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
375 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
376 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
377 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
379 Lo standard POSIX non richiede che \var{l\_len} sia positivo, ed a partire dal
380 kernel 2.4.21 è possibile anche indicare valori di \var{l\_len} negativi, in
381 tal caso l'intervallo coperto va da \var{l\_start}$+$\var{l\_len} a
382 \var{l\_start}$-1$, mentre per un valore positivo l'intervallo va da
383 \var{l\_start} a \var{l\_start}$+$\var{l\_len}$-1$. Si può però usare un
384 valore negativo soltanto se l'inizio della regione indicata non cade prima
385 dell'inizio del file, con un valore positivo invece si può anche indicare una
386 regione che eccede la dimensione corrente del file, e questa verrà coperta in
387 una sua futura estensione.
389 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
390 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
391 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
392 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
393 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
394 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
395 \const{F\_GETLK}, e riporta il \ids{PID} del processo che detiene il
401 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
403 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
406 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
407 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
408 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
411 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
412 \label{tab:file_flock_type}
415 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
416 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
417 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl},
418 specifica l'azione da compiere; i valori utilizzabili relativi al \textit{file
420 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
421 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
422 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
423 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
424 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
425 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
426 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
427 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
428 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia; nel
429 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
430 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
431 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
432 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
433 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
434 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
435 rilasciato; se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
436 con un errore di \errcode{EINTR}.
439 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
440 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
441 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
442 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
443 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
444 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
445 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
446 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
447 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
448 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
449 per indicare quale è la regione bloccata.
451 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
452 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
453 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
454 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
455 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
456 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
457 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
458 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
459 stato effettivamente acquisito.
462 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
463 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
464 \label{fig:file_flock_dead}
467 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
468 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
469 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
470 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
471 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
472 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
473 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
474 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
475 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
476 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
477 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
478 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
479 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
482 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
483 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
484 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
485 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
486 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
487 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}. In questo caso nella figura si sono
488 evidenziati solo i campi di \kstruct{file\_lock} significativi per la
489 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
490 \ids{PID} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene bloccata
491 grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è comunque la
492 stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è impostato il bit
493 \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene usato. Il blocco è
494 sempre associato \itindex{inode} all'\textit{inode}, solo che in questo caso
495 la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una voce nella
496 \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del \ids{PID} del
500 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/file_posix_lock}
501 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
502 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
503 \label{fig:file_posix_lock}
506 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
507 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
508 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
509 \kstruct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
510 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
511 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
512 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
513 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
515 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
516 \ids{PID} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
517 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
518 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
519 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
520 figlio avrà un \ids{PID} diverso, mentre passa indenne attraverso una
521 \func{exec} in quanto il \ids{PID} resta lo stesso. Questo comporta che, al
522 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
523 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
525 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
526 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
527 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
528 un blocco, dato che quello che conta è solo il \ids{PID} del processo. Da
529 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
530 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
531 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
532 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
533 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
535 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
536 \ids{PID} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
537 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
538 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
539 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
540 solo sul \ids{PID} del processo che chiama la funzione, queste richieste
541 avranno sempre successo. Nel caso della semantica BSD, essendo i lock
542 relativi a tutto un file e non accumulandosi,\footnote{questa ultima
543 caratteristica è vera in generale, se cioè si richiede più volte lo stesso
544 \textit{file lock}, o più blocchi sulla stessa sezione di file, le richieste
545 non si cumulano e basta una sola richiesta di rilascio per cancellare il
546 blocco.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione ritorna con successo,
547 senza che il kernel debba modificare la lista dei \textit{file lock}.
549 Con i \textit{file lock} POSIX invece si possono avere una serie di situazioni
550 diverse: ad esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più
551 \textit{file lock} distinti (indicando in una regione che si sovrapponga
552 completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo una parte di un
553 blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella di un altro
554 blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri \textit{file
555 lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si sovrappongono le
556 regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.
558 Il comportamento seguito in questo caso è che la funzione ha successo ed
559 esegue l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
560 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
561 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
562 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
564 \begin{figure}[!htbp]
565 \footnotesize \centering
566 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
567 \includecodesample{listati/Flock.c}
570 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
571 \label{fig:file_flock_code}
574 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
575 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
576 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
577 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
578 allegato nella directory dei sorgenti, nel file \texttt{Flock.c}).
580 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
581 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
582 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
583 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
584 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
585 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
586 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
587 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
588 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
589 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
590 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
591 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
594 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
595 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
596 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
597 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
598 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
599 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
600 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
601 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
604 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
605 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
606 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
607 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
608 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
609 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
610 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
611 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
612 esegue (\texttt{\small 41}).
614 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
615 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
616 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
617 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
618 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
619 tutti i blocchi vengono rilasciati.
621 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
622 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
623 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
626 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r Flock.c}
630 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
631 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
632 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
633 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
634 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
635 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
638 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w Flock.c}
639 Failed lock: Resource temporarily unavailable
642 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
643 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
644 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
645 del file con il comando:
648 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
649 Failed lock: Resource temporarily unavailable
652 se invece blocchiamo una regione con:
655 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s0 -l10 Flock.c}
659 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
660 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
661 regioni si sovrappongono avremo che:
664 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s5 -l15 Flock.c}
665 Failed lock: Resource temporarily unavailable
668 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
672 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s11 -l15 Flock.c}
676 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
677 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
680 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -s10 -l20 Flock.c}
681 Failed lock: Resource temporarily unavailable
684 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
686 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
687 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
688 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
692 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c} Lock acquired
695 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
696 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
697 essere acquisito otterremo:
700 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
703 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
704 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
705 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
706 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
709 [piccardi@gont sources]$ \textbf{./flock -w -s0 -l10 Flock.c}
714 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
715 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
716 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
717 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
721 [root@gont sources]# \textbf{./flock -f -w Flock.c}
725 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
726 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
727 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
728 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
730 % \subsection{La funzione \func{lockf}}
731 % \label{sec:file_lockf}
733 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
734 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
735 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
736 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata che utilizza la
737 funzione \funcd{lockf},\footnote{la funzione è ripresa da System V e per
738 poterla utilizzare è richiesta che siano definite le opportune macro, una
739 fra \macro{\_BSD\_SOURCE} o \macro{\_SVID\_SOURCE}, oppure
740 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad un valore di almeno 500, oppure
741 \macro{\_XOPEN\_SOURCE} e \macro{\_XOPEN\_SOURCE\_EXTENDED}.} il cui
746 \fdecl{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
747 \fdesc{Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock}.}
750 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
751 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
753 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, e si sono richiesti
754 \const{F\_TLOCK} o \const{F\_TEST} (in alcuni casi può dare anche
756 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non è un file descriptor aperto o si sono
757 richiesti \const{F\_LOCK} o \const{F\_TLOCK} ma il file non è scrivibile.
758 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per \param{cmd}.
760 ed inoltre \errcode{EDEADLK} e \errcode{ENOLCK} con lo stesso significato
761 che hanno con \funcd{fcntl}.
765 La funzione opera sul file indicato dal file descriptor \param{fd}, che deve
766 essere aperto in scrittura, perché utilizza soltanto \textit{lock}
767 esclusivi. La sezione di file bloccata viene controllata dal valore
768 di \param{len}, che indica la lunghezza della stessa, usando come riferimento
769 la posizione corrente sul file. La sezione effettiva varia a secondo del
770 segno, secondo lo schema illustrato in fig.~\ref{fig:file_lockf_boundary}, se
771 si specifica un valore nullo il file viene bloccato a partire dalla posizione
772 corrente fino alla sua fine presente o futura (nello schema corrisponderebbe
773 ad un valore infinito positivo).
777 \includegraphics[width=10cm]{img/lockf_boundary}
778 \caption{Schema della sezione di file bloccata con \func{lockf}.}
779 \label{fig:file_lockf_boundary}
782 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore
783 dell'argomento \param{cmd}, che specifica quale azione eseguire, i soli valori
784 consentiti sono i seguenti:
786 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
787 \item[\const{F\_LOCK}] Richiede un \textit{lock} esclusivo sul file, e blocca
788 il processo chiamante se, anche parzialmente, la sezione indicata si
789 sovrappone ad una che è già stata bloccata da un altro processo; in caso di
790 sovrapposizione con un altro blocco già ottenuto le sezioni vengono unite.
791 \item[\const{F\_TLOCK}] Richiede un \textit{exclusive lock}, in maniera
792 identica a\const{F\_LOCK} ma in caso di indisponibilità non blocca il
793 processo restituendo un errore di \errval{EAGAIN}.
794 \item[\const{F\_ULOCK}] Rilascia il blocco sulla sezione indicata, questo può
795 anche causare la suddivisione di una sezione bloccata in precedenza nelle
796 due parti eccedenti nel caso si sia indicato un intervallo più limitato.
797 \item[\const{F\_TEST}] Controlla la presenza di un blocco sulla sezione di
798 file indicata, \func{lockf} ritorna $0$ se la sezione è libera o bloccata
799 dal processo stesso, o $-1$ se è bloccata da un altro processo, nel qual
800 caso \var{errno} assume il valore \errval{EAGAIN} (ma su alcuni sistemi può
801 essere restituito anche \errval{EACCESS}).
804 La funzione è semplicemente una diversa interfaccia al \textit{file locking}
805 POSIX ed è realizzata utilizzando \func{fcntl}; pertanto la semantica delle
806 operazioni è la stessa di quest'ultima e quindi la funzione presenta lo stesso
807 comportamento riguardo gli effetti della chiusura dei file, degli effetti sui
808 file duplicati e nel passaggio attraverso \func{fork} ed \func{exec}. Per
809 questo motivo la funzione non è affatto equivalente a \func{flock} e può
810 essere usata senza interferenze insieme a quest'ultima.
814 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
815 \label{sec:file_mand_locking}
817 \itindbeg{mandatory~locking}
819 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
820 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
821 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
822 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
823 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
824 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
826 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
827 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
828 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
829 utilizzato per cambiare il \ids{GID} effettivo con cui viene eseguito un
830 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
831 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
832 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
833 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
834 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
835 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
836 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
837 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
838 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
839 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
842 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
843 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
844 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
845 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
846 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
847 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
848 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
849 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
850 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
851 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
852 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
853 \func{mount} riportata in sez.~\ref{sec:filesystem_mounting}), o con l'opzione
854 \code{-o mand} per il comando omonimo).
856 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
857 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
858 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
859 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
862 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
863 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
864 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
865 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
866 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
867 direttamente il \textit{file locking}.
869 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
870 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
871 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
872 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
875 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
876 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
877 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
878 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
879 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
881 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
882 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
883 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
884 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
885 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
886 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
887 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
888 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
889 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
891 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
892 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (vedi
893 sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti, quando si esegue
894 la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un accesso al contenuto
895 del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile eseguire il
896 \textit{memory mapping} di un file su cui sono presenti dei
897 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
898 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
899 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
900 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
901 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
902 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
903 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
904 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
905 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
906 possibilità di modificare il file.
908 Si tenga conto infine che su Linux l'implementazione corrente del
909 \textit{mandatory locking} è difettosa e soffre di una \textit{race
910 condition}, per cui una scrittura con \func{write} che si sovrapponga alla
911 richiesta di un \textit{read lock} può modificare i dati anche dopo che questo
912 è stato ottenuto, ed una lettura con \func{read} può restituire dati scritti
913 dopo l'ottenimento di un \textit{write lock}. Lo stesso tipo di problema si
914 può presentare anche con l'uso di file mappati in memoria; pertanto allo stato
915 attuale delle cose è sconsigliabile fare affidamento sul \textit{mandatory
919 \itindend{file~locking}
921 \itindend{mandatory~locking}
924 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
925 \label{sec:file_multiplexing}
928 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
929 su molti file usando le funzioni illustrate in
930 sez.~\ref{sec:file_unix_interface} e sez.~\ref{sec:files_std_interface} è che
931 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
932 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
933 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
934 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
938 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
939 \label{sec:file_noblocking}
941 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
942 \textit{fast} e \textit{slow} \textit{system call},\index{system~call~lente}
943 che in certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi
944 indefinitamente.\footnote{si ricordi però che questo può accadere solo per le
945 pipe, i socket ed alcuni file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui
946 file normali le funzioni di lettura e scrittura ritornano sempre subito.}
947 Ad esempio le operazioni di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati
948 disponibili sul descrittore su cui si sta operando.
950 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
951 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
952 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
953 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
954 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
955 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
956 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
957 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
958 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
959 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
960 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
961 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
963 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è possibile
964 prevenire questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file
965 in \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag
966 \const{O\_NONBLOCK} nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni
967 di input/output eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano
968 immediatamente, restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa
969 modalità di I/O permette di risolvere il problema controllando a turno i vari
970 file descriptor, in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non
971 viene garantito. Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling}
972 \textit{polling}, è estremamente inefficiente: si tiene costantemente
973 impiegata la CPU solo per eseguire in continuazione delle \textit{system call}
974 che nella gran parte dei casi falliranno.
976 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
977 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
978 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
979 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
980 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
981 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
983 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
984 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
985 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
986 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
987 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
988 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
991 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
992 \label{sec:file_select}
994 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
995 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
996 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
997 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
998 \funcd{select}, il cui prototipo è:
1000 \headdecl{sys/time.h}
1001 \headdecl{sys/types.h}
1003 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
1004 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
1006 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1009 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1010 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1011 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1013 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1015 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1016 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1017 o un valore non valido per \param{timeout}.
1019 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
1023 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
1024 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
1025 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
1026 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
1029 \itindbeg{file~descriptor~set}
1031 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1032 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1033 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1034 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1035 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1036 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1037 opportune macro di preprocessore:
1039 \headdecl{sys/time.h}
1040 \headdecl{sys/types.h}
1042 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1043 Inizializza l'insieme (vuoto).
1045 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1046 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1048 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1049 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1051 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1052 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1055 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1056 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1057 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1058 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1059 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1060 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1061 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1062 1003.1-2001, è definito in \headfile{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1064 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1065 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1066 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1067 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1068 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1070 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1071 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1072 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1073 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1074 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1075 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1076 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1077 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1078 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1079 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1080 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1081 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1082 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1084 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1085 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1086 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1087 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1088 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1089 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1090 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1091 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1092 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1093 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1096 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1097 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1098 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1099 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1100 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1101 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1103 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1104 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1105 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1106 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1107 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1108 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1109 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1110 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1111 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1114 \itindend{file~descriptor~set}
1116 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1117 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1118 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1119 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1120 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1121 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1122 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1123 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1125 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1126 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1127 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1128 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1129 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1130 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1131 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1132 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1133 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1134 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1135 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1137 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1138 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1139 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1140 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1141 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1142 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1143 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1145 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1146 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1147 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1148 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1149 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1150 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1152 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1153 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1154 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1155 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1156 vengano dichiarate nell'header \headfile{sys/select.h}, che sostituisce i
1157 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1158 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1159 l'header \headfile{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle
1160 \acr{glibc} 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header,
1161 le \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1162 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1163 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1164 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1165 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1166 \begin{prototype}{sys/select.h}
1167 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1168 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1170 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1173 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1174 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1175 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1177 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1179 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1180 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1181 o un valore non valido per \param{timeout}.
1183 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1186 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1187 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1188 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1189 caso di interruzione.\footnote{in realtà la \textit{system call} di Linux
1190 aggiorna il valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle
1191 \acr{glibc} modifica questo comportamento passando alla \textit{system call}
1192 una variabile locale, in modo da mantenere l'aderenza allo standard POSIX
1193 che richiede che il valore di \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre
1194 prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask} che è il puntatore ad una
1195 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali (si veda
1196 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1197 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1200 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1201 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1202 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1203 utilizzare il gestore per impostare una \index{variabili!globali} variabile
1204 globale e controllare questa nel corpo principale del programma; abbiamo visto
1205 in sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili
1206 \itindex{race~condition} \textit{race condition}, per cui diventa essenziale
1207 utilizzare \func{sigprocmask} per disabilitare la ricezione del segnale prima
1208 di eseguire il controllo e riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative
1209 operazioni, onde evitare l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il
1210 controllo, che andrebbe perso.
1212 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1213 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1214 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1215 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1216 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1217 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1218 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1219 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1220 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1222 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1223 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1224 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1225 kernel 2.6.16, non era presente la relativa \textit{system call}, e la
1226 funzione era implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi
1227 \texttt{man select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1228 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad
1229 una soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick}
1230 \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
1231 sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
1232 stessa; si può indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in
1233 scrittura all'interno del gestore dello stesso; in questo modo anche se il
1234 segnale va perso prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà
1235 comunque dalla presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa
1236 ritorna, così che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente
1238 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1239 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1240 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1241 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1244 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1245 \label{sec:file_poll}
1247 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1248 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1249 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1250 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1251 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1253 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1254 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1256 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1259 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1260 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1261 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1263 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1265 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1266 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1267 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1269 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1272 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1273 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1274 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1275 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1276 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1277 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1278 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1279 \textsl{non-bloccante}).
1281 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1282 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1283 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1284 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1285 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1286 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1287 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1288 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1289 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1290 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1291 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1292 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1294 \begin{figure}[!htb]
1295 \footnotesize \centering
1296 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1297 \includestruct{listati/pollfd.h}
1300 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1301 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1302 \label{fig:file_pollfd}
1305 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1306 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1307 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1308 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1309 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1310 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1311 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1316 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1318 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1321 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1322 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1323 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1324 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1327 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1328 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1329 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1331 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1332 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1333 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1334 socket.\footnotemark\\
1335 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1337 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1340 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1341 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1342 \label{tab:file_pollfd_flags}
1345 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1346 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1347 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1348 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1349 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1350 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1352 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1353 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1354 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1355 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1356 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1357 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1358 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1359 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1360 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1361 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1362 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1364 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1365 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1366 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1367 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1368 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1369 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1370 file, definirla soltanto prima di includere \headfile{sys/poll.h} non è
1373 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1374 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1375 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1376 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1377 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1378 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1379 tramite \var{errno}.
1381 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1382 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1383 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1384 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1385 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1386 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1387 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1388 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1389 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1390 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1393 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1394 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1395 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1396 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1397 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1400 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1401 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1402 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1403 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1404 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1406 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1407 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1408 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1409 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1411 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1412 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1413 const sigset\_t *sigmask)}
1415 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1418 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1419 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1420 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1422 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1424 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1425 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1426 \const{RLIMIT\_NOFILE}.
1428 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1431 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1432 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una
1433 \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali; questa sarà la maschera
1434 utilizzata per tutto il tempo che la funzione resterà in attesa, all'uscita
1435 viene ripristinata la maschera originale. L'uso di questa funzione è cioè
1436 equivalente, come illustrato nella pagina di manuale, all'esecuzione atomica
1437 del seguente codice:
1438 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1440 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1441 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1442 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1443 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1444 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1445 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1446 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1447 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1448 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1452 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1453 \label{sec:file_epoll}
1457 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1458 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1459 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1460 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1461 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1462 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1463 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1464 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1465 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1467 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1468 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1469 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1470 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1471 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1472 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1473 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1474 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1475 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1476 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1477 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1479 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1480 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1481 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1482 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1483 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1484 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1485 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1486 presentano attività.
1488 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1489 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1490 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1491 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1492 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1493 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1494 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1495 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1496 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1497 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1498 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1499 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1502 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1503 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1504 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1505 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1506 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1507 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1508 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i dati disponibili, e che
1509 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1510 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1512 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1513 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1514 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1515 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1516 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1517 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1518 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1519 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1520 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1521 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1522 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1524 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1525 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1526 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1527 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1528 file.} ma poi si è passati all'uso di apposite \textit{system call}. Il
1529 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello
1530 ottenere detto file descriptor chiamando una delle funzioni
1531 \funcd{epoll\_create} e \funcd{epoll\_create1},\footnote{l'interfaccia di
1532 \textit{epoll} è stata inserita nel kernel a partire dalla versione 2.5.44,
1533 ed il supporto è stato aggiunto alle \acr{glibc} 2.3.2.} i cui prototipi
1536 \headdecl{sys/epoll.h}
1538 \funcdecl{int epoll\_create(int size)}
1539 \funcdecl{int epoll\_create1(int flags)}
1541 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1543 \bodydesc{Le funzioni restituiscono un file descriptor per \textit{epoll} in
1544 caso di successo, o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1545 assumerà uno dei valori:
1547 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1548 positivo o non valido per \param{flags}.
1549 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1551 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il limite sul numero massimo di
1552 istanze di \textit{epoll} per utente stabilito da
1553 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_instances}.
1554 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1560 Entrambe le funzioni restituiscono un file descriptor speciale,\footnote{esso
1561 non è associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali
1562 file descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un
1563 socket locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche
1564 \textit{epoll descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata
1565 dal kernel per gestire la notifica degli eventi. Nel caso di
1566 \func{epoll\_create} l'argomento \param{size} serviva a dare l'indicazione del
1567 numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto controllo, e costituiva
1568 solo un suggerimento per semplificare l'allocazione di risorse sufficienti,
1569 non un valore massimo.\footnote{ma a partire dal kernel 2.6.8 esso viene
1570 totalmente ignorato e l'allocazione è sempre dinamica.}
1572 La seconda versione della funzione, \func{epoll\_create1} è stata
1573 introdotta\footnote{è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.27.} come
1574 estensione della precedente, per poter passare dei flag di controllo come
1575 maschera binaria in fase di creazione del file descriptor. Al momento l'unico
1576 valore legale per \param{flags} (a parte lo zero) è \const{EPOLL\_CLOEXEC},
1577 che consente di impostare in maniera atomica sul file descriptor il flag di
1578 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} (si veda il significato di
1579 \const{O\_CLOEXEC} in sez.~\ref{sec:file_open_close}), senza che sia
1580 necessaria una successiva chiamata a \func{fcntl}.
1582 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1583 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1584 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1585 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1586 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1587 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1589 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1591 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1592 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1594 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1596 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1597 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1598 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1599 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1600 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1601 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1602 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1603 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1604 l'operazione richiesta.
1605 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1606 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il limite massimo di registrazioni
1607 per utente di file descriptor da osservare imposto da
1608 \sysctlfile{fs/epoll/max\_user\_watches}.
1613 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1614 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1615 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1616 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1617 delle operazioni cui fanno riferimento.
1622 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1624 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1627 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1628 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1629 controllati tramite \param{epfd}, in
1630 \param{event} devono essere specificate le
1631 modalità di osservazione.\\
1632 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1633 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1635 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1636 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1639 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1640 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1641 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1644 % aggiunta EPOLL_CTL_DISABLE con il kernel 3.7, vedi
1645 % http://lwn.net/Articles/520012/ e http://lwn.net/Articles/520198/
1647 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1648 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1649 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1650 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1651 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1652 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1654 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1655 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1656 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1657 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1658 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1659 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1660 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato; a
1661 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \val{NULL} ma se si
1662 vuole mantenere la compatibilità con le versioni precedenti occorre usare un
1665 \begin{figure}[!htb]
1666 \footnotesize \centering
1667 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
1668 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1671 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1672 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1674 \label{fig:epoll_event}
1677 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1678 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1679 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1680 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1681 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1683 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1684 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1685 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1686 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, è una \direct{union}
1687 che serve a identificare il file descriptor a cui si intende fare riferimento,
1688 ed in astratto può contenere un valore qualsiasi (specificabile in diverse
1689 forme) che ne permetta una indicazione univoca. Il modo più comune di usarlo
1690 però è quello in cui si specifica il terzo argomento di \func{epoll\_ctl}
1691 nella forma \var{event.data.fd}, assegnando come valore di questo campo lo
1692 stesso valore dell'argomento \param{fd}, cosa che permette una immediata
1693 identificazione del file descriptor.
1698 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1700 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1703 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1704 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1705 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1706 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1707 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1708 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1709 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1711 sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\footnotemark\\
1712 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1713 disponibili in lettura (analogo di
1714 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1715 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1717 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1718 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1719 viene comunque riportata in uscita, e non è
1720 necessaria impostarla in ingresso.\\
1721 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up; questa
1722 condizione viene comunque riportata in uscita, e non
1723 è necessaria impostarla in ingresso.\\
1724 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1725 triggered} per il file descriptor associato.\\
1726 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1727 descriptor associato.\footnotemark\\
1730 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1731 \struct{epoll\_event}.}
1732 \label{tab:epoll_events}
1735 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.17,
1736 ed è utile per riconoscere la chiusura di una connessione dall'altro capo
1737 quando si lavora in modalità \textit{edge triggered}.}
1739 \footnotetext[48]{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel
1742 % TODO aggiunto EPOLLWAKEUP con il 3.5
1745 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1746 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1747 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1748 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1749 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1750 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1751 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1752 funzione \code{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1753 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1754 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1755 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1758 % TODO verificare se prima o poi epoll_ctlv verrà introdotta
1760 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1761 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1762 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1763 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1764 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1765 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1766 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1768 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1769 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1770 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1771 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1772 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1774 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1775 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1776 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1777 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1778 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1779 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1780 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1781 logica \textit{edge triggered}.}
1783 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1784 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1785 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1786 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1787 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1788 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1789 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1790 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1792 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1793 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1794 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1795 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1796 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1799 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1801 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1802 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1803 assumerà uno dei valori:
1805 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1806 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1807 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1808 della scadenza di \param{timeout}.
1809 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1810 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1815 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1816 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1817 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1818 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1819 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1820 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1821 con l'argomento \param{maxevents}.
1823 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1824 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1825 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1826 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1827 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1828 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1831 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1832 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1833 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1834 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1835 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1836 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1837 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1838 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1839 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1841 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1842 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1843 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1844 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1845 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1846 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1847 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}, questi verrebbero riletti alla
1848 luce delle modifiche.
1850 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1851 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica che un file descriptor è pronto e
1852 resterà tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su
1853 di esso. Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un
1854 errore di \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una
1855 \func{write},\footnote{è opportuno ricordare ancora una volta che l'uso
1856 dell'\textit{I/O multiplexing} richiede di operare sui file in modalità non
1857 bloccante.} ma questa non è la sola modalità possibile, ad esempio la
1858 condizione può essere riconosciuta anche per il fatto che sono stati
1859 restituiti meno dati di quelli richiesti.
1861 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1862 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1863 contemporaneamente per le osservazioni fatte in sez.~\ref{sec:file_select},
1864 per fare questo di nuovo è necessaria una variante della funzione di attesa
1865 che consenta di reimpostare all'uscita una \index{maschera~dei~segnali}
1866 maschera di segnali, analoga alle estensioni \func{pselect} e \func{ppoll} che
1867 abbiamo visto in precedenza per \func{select} e \func{poll}; in questo caso la
1868 funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{la funziona è stata
1869 introdotta a partire dal kernel 2.6.19, ed è come tutta l'interfaccia di
1870 \textit{epoll}, specifica di Linux.} ed il suo prototipo è:
1871 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1872 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1873 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1875 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1878 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1879 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1880 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1884 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1885 uscita viene ripristinata la \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali
1886 originale, sostituita durante l'esecuzione da quella impostata con
1887 l'argomento \param{sigmask}; in sostanza la chiamata a questa funzione è
1888 equivalente al seguente codice, eseguito però in maniera atomica:
1889 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1891 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1892 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1893 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1894 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo anche in
1895 questo caso la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in
1896 dettaglio le caratteristiche dei socket; in particolare si potrà trovare un
1897 programma che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_serv_epoll}.
1902 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1903 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1905 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1906 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1907 unix-like, porti a notevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1908 l'\textit{I/O multiplexing}, tanto che per evitare possibili
1909 \itindex{race~condition} \textit{race condition} sono state introdotte
1910 estensioni dello standard POSIX e funzioni apposite come \func{pselect},
1911 \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1913 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1914 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1915 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1916 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1917 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1918 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1919 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1920 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con altre interfacce di
1921 programmazione previste dal sistema in cui si opera in maniera
1922 \textsl{sincrona}, come quelle dell'I/O multiplexing appena illustrate.
1924 In questo tipo di interfacce infatti ci si aspetta che il processo gestisca
1925 gli eventi a cui vuole rispondere in maniera sincrona generando le opportune
1926 risposte, mentre con l'arrivo di un segnale si possono avere interruzioni
1927 asincrone in qualunque momento. Questo comporta la necessità di dover
1928 gestire, quando si deve tener conto di entrambi i tipi di eventi, le
1929 interruzioni delle funzioni di attesa sincrone, ed evitare possibili
1930 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1931 fossero per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1932 effettuano operazioni all'interno di un processo, della non atomicità delle
1933 \index{system~call~lente} \textit{system call} lente che vengono interrotte
1934 e devono essere riavviate.}
1936 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1937 \textit{real-time} sono state introdotte anche delle interfacce di gestione
1938 sincrona dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste
1939 funzioni consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla
1940 avvenuta ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona rispetto al resto
1941 del programma del gestore del segnale. Questo consente di risolvere i problemi
1942 di atomicità nella gestione degli eventi associati ai segnali, avendo tutto il
1943 controllo nel flusso principale del programma, ottenendo così una gestione
1944 simile a quella dell'\textit{I/O multiplexing}, ma non risolve i problemi
1945 delle interazioni con quest'ultimo, perché o si aspetta la ricezione di un
1946 segnale o si aspetta che un file descriptor sia accessibile e nessuna delle
1947 rispettive funzioni consente di fare contemporaneamente entrambe le cose.
1949 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1950 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (esteso anche
1951 ad altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1952 cui tutto è un file, consentisse di eseguire la notifica con l'uso di
1953 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1954 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1955 da nessuno standard, per cui va evitata se si ha a cuore la portabilità.}
1957 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1958 gestore in occasione dell'arrivo di un segnale, e rilevarne l'avvenuta
1959 ricezione leggendone la notifica tramite l'uso di uno speciale file
1960 descriptor. Trattandosi di un file descriptor questo potrà essere tenuto sotto
1961 osservazione con le ordinarie funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a
1962 dire con le solite \func{select}, \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}) allo
1963 stesso modo di quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1964 attendere in contemporanea sia l'arrivo del segnale che la disponibilità di
1965 accesso ai dati relativi a questi ultimi.
1967 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali tramite file
1968 descriptor è \funcd{signalfd},\footnote{in realtà quella riportata è
1969 l'interfaccia alla funzione fornita dalle \acr{glibc}, esistono infatti due
1970 versioni diverse della \textit{system call}; una prima versione,
1971 \func{signalfd}, introdotta nel kernel 2.6.22 e disponibile con le
1972 \acr{glibc} 2.8 che non supporta l'argomento \texttt{flags}, ed una seconda
1973 versione, \funcm{signalfd4}, introdotta con il kernel 2.6.27 e che è quella
1974 che viene sempre usata a partire dalle \acr{glibc} 2.9, che prende un
1975 argomento aggiuntivo \code{size\_t sizemask} che indica la dimensione della
1976 \index{maschera~dei~segnali} maschera dei segnali, il cui valore viene
1977 impostato automaticamente dalle \acr{glibc}.} il cui prototipo è:
1978 \begin{prototype}{sys/signalfd.h}
1979 {int signalfd(int fd, const sigset\_t *mask, int flags)}
1981 Crea o modifica un file descriptor per la ricezione dei segnali.
1983 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
1984 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
1987 \item[\errcode{EBADF}] il valore \param{fd} non indica un file descriptor.
1988 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
1989 con \func{signalfd} o il valore di \param{flags} non è valido.
1990 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
1991 descriptor di \func{signalfd}.
1992 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
1993 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
1994 associati al file descriptor.
1996 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2000 La funzione consente di creare o modificare le caratteristiche di un file
2001 descriptor speciale su cui ricevere le notifiche della ricezione di
2002 segnali. Per creare ex-novo uno di questi file descriptor è necessario passare
2003 $-1$ come valore per l'argomento \param{fd}, ogni altro valore positivo verrà
2004 invece interpretato come il numero del file descriptor (che deve esser stato
2005 precedentemente creato sempre con \func{signalfd}) di cui si vogliono
2006 modificare le caratteristiche. Nel primo caso la funzione ritornerà il valore
2007 del nuovo file descriptor e nel secondo caso il valore indicato
2008 con \param{fd}, in caso di errore invece verrà restituito $-1$.
2010 L'elenco dei segnali che si vogliono gestire con \func{signalfd} deve essere
2011 specificato tramite l'argomento \param{mask}. Questo deve essere passato come
2012 puntatore ad una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali creata con
2013 l'uso delle apposite macro già illustrate in sez.~\ref{sec:sig_sigset}. La
2014 maschera deve indicare su quali segnali si intende operare con
2015 \func{signalfd}; l'elenco può essere modificato con una successiva chiamata a
2016 \func{signalfd}. Dato che \signal{SIGKILL} e \signal{SIGSTOP} non possono
2017 essere intercettati (e non prevedono neanche la possibilità di un gestore) un
2018 loro inserimento nella maschera verrà ignorato senza generare errori.
2020 L'argomento \param{flags} consente di impostare direttamente in fase di
2021 creazione due flag per il file descriptor analoghi a quelli che si possono
2022 impostare con una creazione ordinaria con \func{open}, evitando una
2023 impostazione successiva con \func{fcntl}.\footnote{questo è un argomento
2024 aggiuntivo, introdotto con la versione fornita a partire dal kernel 2.6.27,
2025 per kernel precedenti il valore deve essere nullo.} L'argomento deve essere
2026 specificato come maschera binaria dei valori riportati in
2027 tab.~\ref{tab:signalfd_flags}.
2032 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2034 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2037 \const{SFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2038 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2039 \const{SFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2040 chiusura automatica del file descriptor nella
2041 esecuzione di \func{exec}.\\
2044 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione \func{signalfd}
2045 che consentono di impostare i flag del file descriptor.}
2046 \label{tab:signalfd_flags}
2049 Si tenga presente che la chiamata a \func{signalfd} non disabilita la gestione
2050 ordinaria dei segnali indicati da \param{mask}; questa, se si vuole effettuare
2051 la ricezione tramite il file descriptor, dovrà essere disabilitata
2052 esplicitamente bloccando gli stessi segnali con \func{sigprocmask}, altrimenti
2053 verranno comunque eseguite le azioni di default (o un eventuale gestore
2054 installato in precedenza).\footnote{il blocco non ha invece nessun effetto sul
2055 file descriptor restituito da \func{signalfd}, dal quale sarà possibile
2056 pertanto ricevere qualunque segnale, anche se questo risultasse bloccato.}
2057 Si tenga presente inoltre che la lettura di una struttura
2058 \struct{signalfd\_siginfo} relativa ad un segnale pendente è equivalente alla
2059 esecuzione di un gestore, vale a dire che una volta letta il segnale non sarà
2060 più pendente e non potrà essere ricevuto, qualora si ripristino le normali
2061 condizioni di gestione, né da un gestore né dalla funzione \func{sigwaitinfo}.
2063 Come anticipato, essendo questo lo scopo principale della nuova interfaccia,
2064 il file descriptor può essere tenuto sotto osservazione tramite le funzioni
2065 dell'\textit{I/O multiplexing} (vale a dire con le solite \func{select},
2066 \func{poll} e \funcd{epoll\_wait}), e risulterà accessibile in lettura quando
2067 uno o più dei segnali indicati tramite \param{mask} sarà pendente.
2069 La funzione può essere chiamata più volte dallo stesso processo, consentendo
2070 così di tenere sotto osservazione segnali diversi tramite file descriptor
2071 diversi. Inoltre è anche possibile tenere sotto osservazione lo stesso segnale
2072 con più file descriptor, anche se la pratica è sconsigliata; in tal caso la
2073 ricezione del segnale potrà essere effettuata con una lettura da uno qualunque
2074 dei file descriptor a cui è associato, ma questa potrà essere eseguita
2075 soltanto una volta.\footnote{questo significa che tutti i file descriptor su
2076 cui è presente lo stesso segnale risulteranno pronti in lettura per le
2077 funzioni di \textit{I/O multiplexing}, ma una volta eseguita la lettura su
2078 uno di essi il segnale sarà considerato ricevuto ed i relativi dati non
2079 saranno più disponibili sugli altri file descriptor, che (a meno di una
2080 ulteriore occorrenza del segnale nel frattempo) di non saranno più pronti.}
2082 Quando il file descriptor per la ricezione dei segnali non serve più potrà
2083 essere chiuso con \func{close} liberando tutte le risorse da esso allocate. In
2084 tal caso qualora vi fossero segnali pendenti questi resteranno tali, e
2085 potranno essere ricevuti normalmente una volta che si rimuova il blocco
2086 imposto con \func{sigprocmask}.
2088 Oltre che con le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} l'uso del file
2089 descriptor restituito da \func{signalfd} cerca di seguire la semantica di un
2090 sistema unix-like anche con altre \textit{system call}; in particolare esso
2091 resta aperto (come ogni altro file descriptor) attraverso una chiamata ad
2092 \func{exec}, a meno che non lo si sia creato con il flag di
2093 \const{SFD\_CLOEXEC} o si sia successivamente impostato il
2094 \textit{close-on-exec} con \func{fcntl}. Questo comportamento corrisponde
2095 anche alla ordinaria semantica relativa ai segnali bloccati, che restano
2096 pendenti attraverso una \func{exec}.
2098 Analogamente il file descriptor resta sempre disponibile attraverso una
2099 \func{fork} per il processo figlio, che ne riceve una copia; in tal caso però
2100 il figlio potrà leggere dallo stesso soltanto i dati relativi ai segnali
2101 ricevuti da lui stesso. Nel caso di \textit{thread} viene nuovamente seguita
2102 la semantica ordinaria dei segnali, che prevede che un singolo \textit{thread}
2103 possa ricevere dal file descriptor solo le notifiche di segnali inviati
2104 direttamente a lui o al processo in generale, e non quelli relativi ad altri
2105 \textit{thread} appartenenti allo stesso processo.
2107 L'interfaccia fornita da \func{signalfd} prevede che la ricezione dei segnali
2108 sia eseguita leggendo i dati relativi ai segnali pendenti dal file descriptor
2109 restituito dalla funzione con una normalissima \func{read}. Qualora non vi
2110 siano segnali pendenti la \func{read} si bloccherà a meno di non aver
2111 impostato la modalità di I/O non bloccante sul file descriptor, o direttamente
2112 in fase di creazione con il flag \const{SFD\_NONBLOCK}, o in un momento
2113 successivo con \func{fcntl}.
2115 \begin{figure}[!htb]
2116 \footnotesize \centering
2117 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2118 \includestruct{listati/signalfd_siginfo.h}
2121 \caption{La struttura \structd{signalfd\_siginfo}, restituita in lettura da
2122 un file descriptor creato con \func{signalfd}.}
2123 \label{fig:signalfd_siginfo}
2126 I dati letti dal file descriptor vengono scritti sul buffer indicato come
2127 secondo argomento di \func{read} nella forma di una sequenza di una o più
2128 strutture \struct{signalfd\_siginfo} (la cui definizione si è riportata in
2129 fig.~\ref{fig:signalfd_siginfo}) a seconda sia della dimensione del buffer che
2130 del numero di segnali pendenti. Per questo motivo il buffer deve essere almeno
2131 di dimensione pari a quella di \struct{signalfd\_siginfo}, qualora sia di
2132 dimensione maggiore potranno essere letti in unica soluzione i dati relativi
2133 ad eventuali più segnali pendenti, fino al numero massimo di strutture
2134 \struct{signalfd\_siginfo} che possono rientrare nel buffer.
2136 Il contenuto di \struct{signalfd\_siginfo} ricalca da vicino quella della
2137 analoga struttura \struct{siginfo\_t} (illustrata in
2138 fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t}) usata dall'interfaccia ordinaria dei segnali, e
2139 restituisce dati simili. Come per \struct{siginfo\_t} i campi che vengono
2140 avvalorati dipendono dal tipo di segnale e ricalcano i valori che abbiamo già
2141 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.\footnote{si tenga presente però
2142 che per un bug i kernel fino al 2.6.25 non avvalorano correttamente i campi
2143 \var{ssi\_ptr} e \var{ssi\_int} per segnali inviati con \func{sigqueue}.}
2145 Come esempio di questa nuova interfaccia ed anche come esempio di applicazione
2146 della interfaccia di \itindex{epoll} \textit{epoll}, si è scritto un programma
2147 elementare che stampi sullo standard output sia quanto viene scritto da terzi
2148 su una \textit{named fifo}, che l'avvenuta ricezione di alcuni segnali. Il
2149 codice completo si trova al solito nei sorgenti allegati alla guida (nel file
2150 \texttt{FifoReporter.c}).
2152 In fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init} si è riportata la parte iniziale del
2153 programma in cui vengono effettuate le varie inizializzazioni necessarie per
2154 l'uso di \itindex{epoll} \textit{epoll} e \func{signalfd}, a partire
2155 (\texttt{\small 12--16}) dalla definizione delle varie variabili e strutture
2156 necessarie. Al solito si è tralasciata la parte dedicata alla decodifica delle
2157 opzioni che consentono ad esempio di cambiare il nome del file associato alla
2160 \begin{figure}[!htbp]
2161 \footnotesize \centering
2162 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2163 \includecodesample{listati/FifoReporter-init.c}
2166 \caption{Sezione di inizializzazione del codice del programma
2167 \file{FifoReporter.c}.}
2168 \label{fig:fiforeporter_code_init}
2171 Il primo passo (\texttt{\small 19--20}) è la creazione di un file descriptor
2172 \texttt{epfd} di \itindex{epoll} \textit{epoll} con \func{epoll\_create} che è
2173 quello che useremo per il controllo degli altri. É poi necessario
2174 disabilitare la ricezione dei segnali (nel caso \signal{SIGINT},
2175 \signal{SIGQUIT} e \signal{SIGTERM}) per i quali si vuole la notifica tramite
2176 file descriptor. Per questo prima li si inseriscono (\texttt{\small 22--25})
2177 in una \index{maschera~dei~segnali} maschera di segnali \texttt{sigmask} che
2178 useremo con (\texttt{\small 26}) \func{sigprocmask} per disabilitarli. Con la
2179 stessa maschera si potrà per passare all'uso (\texttt{\small 28--29}) di
2180 \func{signalfd} per abilitare la notifica sul file descriptor
2181 \var{sigfd}. Questo poi (\texttt{\small 30--33}) dovrà essere aggiunto con
2182 \func{epoll\_ctl} all'elenco di file descriptor controllati con \texttt{epfd}.
2184 Occorrerà infine (\texttt{\small 35--38}) creare la \textit{named fifo} se
2185 questa non esiste ed aprirla per la lettura (\texttt{\small 39--40}); una
2186 volta fatto questo sarà necessario aggiungere il relativo file descriptor
2187 (\var{fifofd}) a quelli osservati da \itindex{epoll} \textit{epoll} in maniera
2188 del tutto analoga a quanto fatto con quello relativo alla notifica dei
2191 \begin{figure}[!htbp]
2192 \footnotesize \centering
2193 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
2194 \includecodesample{listati/FifoReporter-main.c}
2197 \caption{Ciclo principale del codice del programma \file{FifoReporter.c}.}
2198 \label{fig:fiforeporter_code_body}
2201 Una volta completata l'inizializzazione verrà eseguito indefinitamente il
2202 ciclo principale del programma (\texttt{\small 2--45}) che si è riportato in
2203 fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_body}, fintanto che questo non riceva un
2204 segnale di \signal{SIGINT} (ad esempio con la pressione di \texttt{C-c}). Il
2205 ciclo prevede che si attenda (\texttt{\small 2--3}) la presenza di un file
2206 descriptor pronto in lettura con \func{epoll\_wait},\footnote{si ricordi che
2207 entrambi i file descriptor \var{fifofd} e \var{sigfd} sono stati posti in
2208 osservazioni per eventi di tipo \const{EPOLLIN}.} che si bloccherà fintanto
2209 che non siano stati scritti dati sulla fifo o che non sia arrivato un
2210 segnale.\footnote{per semplificare il codice non si è trattato il caso in cui
2211 \func{epoll\_wait} viene interrotta da un segnale, assumendo che tutti
2212 quelli che possano interessare siano stati predisposti per la notifica
2213 tramite file descriptor, per gli altri si otterrà semplicemente l'uscita dal
2216 Anche se in questo caso i file descriptor pronti possono essere al più due, si
2217 è comunque adottato un approccio generico in cui questi verranno letti
2218 all'interno di un opportuno ciclo (\texttt{\small 5--44}) sul numero
2219 restituito da \func{epoll\_wait}, esaminando i risultati presenti nel vettore
2220 \var{events} all'interno di una catena di condizionali alternativi sul valore
2221 del file descriptor riconosciuto come pronto.\footnote{controllando cioè a
2222 quale dei due file descriptor possibili corrisponde il campo relativo,
2223 \var{events[i].data.fd}.}
2225 Il primo condizionale (\texttt{\small 6--24}) è relativo al caso che si sia
2226 ricevuto un segnale e che il file descriptor pronto corrisponda
2227 (\texttt{\small 6}) a \var{sigfd}. Dato che in generale si possono ricevere
2228 anche notifiche relativi a più di un singolo segnale, si è scelto di leggere
2229 una struttura \struct{signalfd\_siginfo} alla volta, eseguendo la lettura
2230 all'interno di un ciclo (\texttt{\small 8--24}) che prosegue fintanto che vi
2231 siano dati da leggere.
2233 Per questo ad ogni lettura si esamina (\texttt{\small 9--14}) se il valore di
2234 ritorno della funzione \func{read} è negativo, uscendo dal programma
2235 (\texttt{\small 11}) in caso di errore reale, o terminando il ciclo
2236 (\texttt{\small 13}) con un \texttt{break} qualora si ottenga un errore di
2237 \errcode{EAGAIN} per via dell'esaurimento dei dati.\footnote{si ricordi come
2238 sia la fifo che il file descriptor per i segnali siano stati aperti in
2239 modalità non-bloccante, come previsto per l’\textit{I/O multiplexing},
2240 pertanto ci si aspetta di ricevere un errore di \errcode{EAGAIN} quando non
2241 vi saranno più dati da leggere.}
2243 In presenza di dati invece il programma proseguirà l'esecuzione stampando
2244 (\texttt{\small 19--20}) il nome del segnale ottenuto all'interno della
2245 struttura \struct{signalfd\_siginfo} letta in \var{siginf}\footnote{per la
2246 stampa si è usato il vettore \var{sig\_names} a ciascun elemento del quale
2247 corrisponde il nome del segnale avente il numero corrispondente, la cui
2248 definizione si è omessa dal codice di fig.~\ref{fig:fiforeporter_code_init}
2249 per brevità.} ed il \textit{pid} del processo da cui lo ha ricevuto; inoltre
2250 (\texttt{\small 21--24}) si controllerà anche se il segnale ricevuto è
2251 \signal{SIGINT}, che si è preso come segnale da utilizzare per la terminazione
2252 del programma, che verrà eseguita dopo aver rimosso il file della \textit{name
2255 Il secondo condizionale (\texttt{\small 26--39}) è invece relativo al caso in
2256 cui ci siano dati pronti in lettura sulla fifo e che il file descriptor pronto
2257 corrisponda (\texttt{\small 26}) a \var{fifofd}. Di nuovo si effettueranno le
2258 letture in un ciclo (\texttt{\small 28--39}) ripetendole fin tanto che la
2259 funzione \func{read} non restituisce un errore di \errcode{EAGAIN}
2260 (\texttt{\small 29--35}).\footnote{il procedimento è lo stesso adottato per il
2261 file descriptor associato al segnale, in cui si esce dal programma in caso
2262 di errore reale, in questo caso però alla fine dei dati prima di uscire si
2263 stampa anche (\texttt{\small 32}) un messaggio di chiusura.} Se invece vi
2264 sono dati validi letti dalla fifo si inserirà (\texttt{\small 36}) una
2265 terminazione di stringa sul buffer e si stamperà il tutto (\texttt{\small
2266 37--38}) sullo \textit{standard output}. L'ultimo condizionale
2267 (\texttt{\small 40--44}) è semplicemente una condizione di cattura per una
2268 eventualità che comunque non dovrebbe mai verificarsi, e che porta alla uscita
2269 dal programma con una opportuna segnalazione di errore.
2271 A questo punto si potrà eseguire il comando lanciandolo su un terminale, ed
2272 osservarne le reazioni agli eventi generati da un altro terminale; lanciando
2273 il programma otterremo qualcosa del tipo:
2275 piccardi@hain:~/gapil/sources$ ./a.out
2276 FifoReporter starting, pid 4568
2279 e scrivendo qualcosa sull'altro terminale con:
2281 root@hain:~# echo prova > /tmp/reporter.fifo
2289 mentre inviando un segnale:
2291 root@hain:~# kill 4568
2299 ed infine premendo \texttt{C-\bslash} sul terminale in cui è in esecuzione si
2306 e si potrà far uscire il programma con \texttt{C-c} ottenendo:
2315 Lo stesso paradigma di notifica tramite file descriptor usato per i segnali è
2316 stato adottato anche per i timer. In questo caso, rispetto a quanto visto in
2317 sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}, la scadenza di un timer potrà essere letta da un
2318 file descriptor senza dover ricorrere ad altri meccanismi di notifica come un
2319 segnale o un \textit{thread}. Di nuovo questo ha il vantaggio di poter
2320 utilizzare le funzioni dell'\textit{I/O multiplexing} per attendere allo
2321 stesso tempo la disponibilità di dati o la ricezione della scadenza di un
2322 timer.\footnote{in realtà per questo sarebbe già sufficiente \func{signalfd}
2323 per ricevere i segnali associati ai timer, ma la nuova interfaccia
2324 semplifica notevolmente la gestione e consente di fare tutto con una sola
2325 \textit{system call}.}
2327 Le funzioni di questa nuova interfaccia ricalcano da vicino la struttura delle
2328 analoghe versioni ordinarie introdotte con lo standard POSIX.1-2001, che
2329 abbiamo già illustrato in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.\footnote{questa
2330 interfaccia è stata introdotta in forma considerata difettosa con il kernel
2331 2.6.22, per cui è stata immediatamente tolta nel successivo 2.6.23 e
2332 reintrodotta in una forma considerata adeguata nel kernel 2.6.25, il
2333 supporto nelle \acr{glibc} è stato introdotto a partire dalla versione
2334 2.8.6, la versione del kernel 2.6.22, presente solo su questo kernel, non è
2335 supportata e non deve essere usata.} La prima funzione prevista, quella che
2336 consente di creare un timer, è \funcd{timerfd\_create}, il cui prototipo è:
2337 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2338 {int timerfd\_create(int clockid, int flags)}
2340 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2342 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2343 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2346 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{clockid} non è
2347 \const{CLOCK\_MONOTONIC} o \const{CLOCK\_REALTIME}, o
2348 l'argomento \param{flag} non è valido, o è diverso da zero per kernel
2349 precedenti il 2.6.27.
2350 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare un nuovo file
2351 descriptor di \func{signalfd}.
2352 \item[\errcode{ENODEV}] il kernel non può montare internamente il
2353 dispositivo per la gestione anonima degli \itindex{inode} \textit{inode}
2354 associati al file descriptor.
2356 ed inoltre \errval{EMFILE} e \errval{ENFILE}.
2360 La funzione prende come primo argomento un intero che indica il tipo di
2361 orologio a cui il timer deve fare riferimento, i valori sono gli stessi delle
2362 funzioni dello standard POSIX-1.2001 già illustrati in
2363 tab.~\ref{tab:sig_timer_clockid_types}, ma al momento i soli utilizzabili sono
2364 \const{CLOCK\_REALTIME} e \const{CLOCK\_MONOTONIC}. L'argomento \param{flags},
2365 come l'analogo di \func{signalfd}, consente di impostare i flag per l'I/O non
2366 bloccante ed il \textit{close-on-exec} sul file descriptor
2367 restituito,\footnote{esso è stato introdotto a partire dal kernel 2.6.27, per
2368 le versioni precedenti deve essere passato un valore nullo.} e deve essere
2369 specificato come una maschera binaria delle costanti riportate in
2370 tab.~\ref{tab:timerfd_flags}.
2375 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2377 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2380 \const{TFD\_NONBLOCK}& imposta sul file descriptor il flag di
2381 \const{O\_NONBLOCK} per renderlo non bloccante.\\
2382 \const{TFD\_CLOEXEC}& imposta il flag di \const{O\_CLOEXEC} per la
2383 chiusura automatica del file descriptor nella
2384 esecuzione di \func{exec}.\\
2387 \caption{Valori dell'argomento \param{flags} per la funzione
2388 \func{timerfd\_create} che consentono di impostare i flag del file
2390 \label{tab:timerfd_flags}
2393 In caso di successo la funzione restituisce un file descriptor sul quale
2394 verranno notificate le scadenze dei timer. Come per quelli restituiti da
2395 \func{signalfd} anche questo file descriptor segue la semantica dei sistemi
2396 unix-like, in particolare resta aperto attraverso una \func{exec},\footnote{a
2397 meno che non si sia impostato il flag di \textit{close-on exec} con
2398 \const{TFD\_CLOEXEC}.} e viene duplicato attraverso una \func{fork}; questa
2399 ultima caratteristica comporta però che anche il figlio può utilizzare i dati
2400 di un timer creato nel padre, a differenza di quanto avviene invece con i
2401 timer impostati con le funzioni ordinarie.\footnote{si ricordi infatti che,
2402 come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, allarmi, timer e segnali
2403 pendenti nel padre vengono cancellati per il figlio dopo una \func{fork}.}
2405 Una volta creato il timer con \func{timerfd\_create} per poterlo utilizzare
2406 occorre \textsl{armarlo} impostandone un tempo di scadenza ed una eventuale
2407 periodicità di ripetizione, per farlo si usa la funzione omologa di
2408 \func{timer\_settime} per la nuova interfaccia; questa è
2409 \funcd{timerfd\_settime} ed il suo prototipo è:
2410 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2411 {int timerfd\_settime(int fd, int flags,
2412 const struct itimerspec *new\_value,
2413 struct itimerspec *old\_value)}
2415 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2417 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2418 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2421 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2423 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2424 con \func{timerfd\_create}, o i valori di \param{flag} o dei campi
2425 \var{tv\_nsec} in \param{new\_value} non sono validi.
2426 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{new\_value} o \param{old\_value} non sono
2432 In questo caso occorre indicare su quale timer si intende operare specificando
2433 come primo argomento il file descriptor ad esso associato, che deve essere
2434 stato ottenuto da una precedente chiamata a \func{timerfd\_create}. I restanti
2435 argomenti sono del tutto analoghi a quelli della omologa funzione
2436 \func{timer\_settime}, e prevedono l'uso di strutture \struct{itimerspec}
2437 (vedi fig.~\ref{fig:struct_itimerspec}) per le indicazioni di temporizzazione.
2439 I valori ed il significato di questi argomenti sono gli stessi che sono già
2440 stati illustrati in dettaglio in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv} e non staremo a
2441 ripetere quanto detto in quell'occasione;\footnote{per brevità si ricordi che
2442 con \param{new\_value.it\_value} si indica la prima scadenza del timer e
2443 con \param{new\_value.it\_interval} la sua periodicità.} l'unica differenza
2444 riguarda l'argomento \param{flags} che serve sempre ad indicare se il tempo di
2445 scadenza del timer è da considerarsi relativo o assoluto rispetto al valore
2446 corrente dell'orologio associato al timer, ma che in questo caso ha come
2447 valori possibili rispettivamente soltanto $0$ e
2448 \const{TFD\_TIMER\_ABSTIME}.\footnote{anche questo valore, che è l'analogo di
2449 \const{TIMER\_ABSTIME} è l'unico attualmente possibile per \param{flags}.}
2451 L'ultima funzione prevista dalla nuova interfaccia è \funcd{timerfd\_gettime},
2452 che è l'analoga di \func{timer\_gettime}, il suo prototipo è:
2453 \begin{prototype}{sys/timerfd.h}
2454 {int timerfd\_gettime(int fd, struct itimerspec *curr\_value)}
2456 Crea un timer associato ad un file descriptor per la notifica.
2458 \bodydesc{La funzione restituisce un numero di file descriptor in caso di
2459 successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
2462 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non corrisponde ad un file
2464 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{fd} non è stato ottenuto
2465 con \func{timerfd\_create}.
2466 \item[\errcode{EFAULT}] o \param{curr\_value} non è un puntatore valido.
2475 Questo infatti diverrà pronto in lettura per tutte le varie funzioni dell'I/O
2476 multiplexing in presenza di una o più scadenze del timer ad esso associato.
2478 Inoltre sarà possibile ottenere il numero di volte che il timer è scaduto
2479 dalla ultima impostazione
2482 usato per leggere le notifiche delle scadenze dei timer. Queste possono essere
2483 ottenute leggendo in maniera ordinaria il file descriptor con una \func{read},
2488 % TODO trattare qui eventfd, timerfd introdotte con il 2.6.22
2489 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
2490 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
2491 % http://lwn.net/Articles/245533/
2492 % http://lwn.net/Articles/267331/
2495 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
2496 \label{sec:file_asyncronous_operation}
2498 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
2499 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
2500 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
2501 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
2502 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
2503 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
2504 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
2505 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
2506 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
2507 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
2508 operazioni di I/O volute.
2511 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
2512 \label{sec:signal_driven_io}
2514 \itindbeg{signal~driven~I/O}
2516 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open_close} che è definito un flag
2517 \const{O\_ASYNC}, che consentirebbe di aprire un file in modalità asincrona,
2518 anche se in realtà è opportuno attivare in un secondo tempo questa modalità
2519 impostando questo flag attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando
2520 \const{F\_SETFL} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}).\footnote{l'uso del
2521 flag di \const{O\_ASYNC} e dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN}
2522 per \func{fcntl} è specifico di Linux e BSD.} In realtà parlare di apertura
2523 in modalità asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura
2524 del file vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che
2525 più propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
2526 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
2527 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
2530 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
2531 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
2532 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
2533 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
2534 \signal{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
2535 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
2536 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}, selezionare con il comando
2537 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
2538 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
2539 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
2540 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
2543 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
2545 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
2546 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
2547 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
2548 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
2549 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
2550 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
2551 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
2552 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
2553 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
2554 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
2557 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
2558 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
2559 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
2560 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
2561 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
2562 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
2563 verrebbero notificati una volta sola.
2565 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
2566 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
2567 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
2568 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
2569 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
2570 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
2571 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
2573 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
2574 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
2575 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
2576 I/O asincrono (il segnale predefinito è \signal{SIGIO}). In questo caso il
2577 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
2578 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
2579 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
2580 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
2581 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
2583 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
2584 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
2585 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
2586 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
2587 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
2588 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
2589 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
2592 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
2593 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
2594 suo posto un solo \signal{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
2595 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
2596 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
2597 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
2598 identica al valore massimo del numero di file descriptor
2599 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
2600 \sysctlfile{kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
2601 \sysctlfile{fs/file-max}.}
2603 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
2605 \itindend{signal~driven~I/O}
2609 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2610 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2612 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2613 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2614 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2615 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2616 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2617 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2618 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2619 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2620 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2621 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2622 \signal{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2623 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2624 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2627 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2628 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2629 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2630 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2631 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2632 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2633 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2634 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2635 nessuna funzionalità di notifica.
2637 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2638 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2639 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2640 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2641 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2642 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2643 \itindex{polling} \textit{polling}.
2645 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2646 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2647 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2648 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2649 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2650 sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2651 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \headfile{fcntl.h}.
2653 \itindbeg{file~lease}
2655 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2656 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2657 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2658 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2659 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2661 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2662 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2663 il segnale \signal{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2664 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2665 può rispecificare lo stesso \signal{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2666 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2667 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2668 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2669 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2670 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2672 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2673 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2674 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2675 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2676 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2677 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2679 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl} il comando di \func{fcntl}
2680 che consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che
2681 viene utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file
2682 descriptor \param{fd} passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il
2683 file su cui si vuole operare, mentre per indicare il tipo di operazione
2684 (acquisizione o rilascio) occorrerà specificare come valore
2685 dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl} uno dei tre valori di
2686 tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2691 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2693 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2696 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2697 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2698 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2701 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2702 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2703 \const{F\_GETLEASE}.}
2704 \label{tab:file_lease_fctnl}
2707 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2708 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2709 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2710 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2711 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2712 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2714 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2715 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2716 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2717 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2718 \ids{UID} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2719 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2720 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2721 \textit{lease} su qualunque file.
2723 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2724 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2725 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2726 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2727 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2728 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2729 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2730 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2731 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2732 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2733 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2734 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2735 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2736 operazioni di lettura e scrittura.
2738 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2739 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2740 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2741 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2742 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2743 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2744 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2745 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2746 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2747 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2750 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2751 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2752 \sysctlfile{fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2753 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2754 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2755 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2756 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2757 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2758 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2760 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2761 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2762 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2763 directory vengono modificati,\footnote{questa funzionalità venne aggiunta
2764 principalmente ad uso di Samba per poter facilitare l'emulazione del
2765 comportamento di Windows sui file, ma ad oggi viene considerata una
2766 interfaccia mal progettata ed il suo uso è fortemente sconsigliato a favore
2767 di \textit{inotify}.} che è quanto necessario ad esempio ai programma di
2768 gestione dei file dei vari desktop grafici.
2772 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2773 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2774 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2775 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2776 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2777 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2778 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2779 la notifica avviene di default attraverso il segnale \signal{SIGIO}, ma se ne
2780 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2781 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2782 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2783 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2784 \struct{siginfo\_t}.
2786 \itindend{file~lease}
2791 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2793 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2796 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2797 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2798 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2799 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2800 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2801 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2802 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2803 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2804 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2806 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2807 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2808 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2809 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2810 directory (con \func{rename}).\\
2811 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2812 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2814 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2818 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2819 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2820 \label{tab:file_notify}
2823 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2824 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2825 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2826 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2827 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2828 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2829 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2831 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2832 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2833 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2834 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2835 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2836 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2837 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2838 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2839 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2840 specificare un valore nullo.
2844 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2845 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2846 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2847 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2848 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2849 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2850 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2852 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2853 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2854 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2855 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2856 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2857 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2858 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2859 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2860 problematica ed il suo uso oggi è fortemente sconsigliato.
2864 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2865 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2866 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2867 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2868 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2869 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2870 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2871 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2872 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2874 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2875 {int inotify\_init(void)}
2877 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2879 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2880 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2882 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2883 \textit{inotify} consentite all'utente.
2884 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2886 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2892 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2893 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2894 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2895 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2896 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2897 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2898 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2899 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2900 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2901 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2902 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2903 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2904 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2905 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2906 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2908 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2909 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2910 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2911 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2912 \texttt{signal-driven I/O} trattato in sez.~\ref{sec:signal_driven_io}.}
2913 siccome gli eventi vengono notificati come dati disponibili in lettura, dette
2914 funzioni ritorneranno tutte le volte che si avrà un evento di notifica. Così,
2915 invece di dover utilizzare i segnali,\footnote{considerati una pessima scelta
2916 dal punto di vista dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione
2917 degli eventi con una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing}
2918 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare
2919 l'osservazione, sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le
2920 risorse allocate saranno automaticamente rilasciate.
2922 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2923 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2924 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2925 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2926 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2927 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2928 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2929 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2930 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2932 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2934 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2935 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2937 \item[\errcode{EACCES}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2938 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2939 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2940 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2941 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2943 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2946 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2947 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2948 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2949 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2950 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2951 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2952 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2953 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2954 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2955 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2956 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2957 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2958 \sysctlfile{fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2959 un solo file descriptor.
2961 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2962 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2963 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2964 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2965 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2966 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2967 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2968 flag della prima parte.
2973 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2975 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2978 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2980 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2981 dell'\itindex{inode} \textit{inode}
2982 (o sugli attributi estesi, vedi
2983 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2984 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2986 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2988 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2989 directory in una directory sotto
2991 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2992 directory in una directory sotto
2994 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2995 directory) sotto osservazione.\\
2996 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2997 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2998 directory) sotto osservazione.\\
2999 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
3000 directory sotto osservazione.\\
3001 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
3002 directory sotto osservazione.\\
3003 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
3005 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
3006 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
3007 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
3008 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
3009 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
3010 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
3011 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
3015 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3016 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
3017 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
3018 \label{tab:inotify_event_watch}
3021 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
3022 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
3023 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
3024 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
3025 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
3026 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
3027 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
3028 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
3029 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
3034 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3036 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3039 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
3041 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
3042 nell'argomento \param{mask}, invece di
3044 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
3045 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
3047 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
3048 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
3049 quelli per i file che contiene.\\
3052 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
3053 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
3054 modalità di osservazione.}
3055 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
3058 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
3059 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
3060 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
3061 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
3062 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
3064 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
3065 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
3066 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
3067 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
3068 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
3069 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
3070 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
3071 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
3072 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
3074 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
3075 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
3076 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
3077 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
3078 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
3079 sarà più notificato.
3081 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
3082 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
3083 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
3084 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
3085 la eventuale rimozione dello stesso.
3087 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
3088 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
3090 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
3091 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
3093 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
3095 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
3096 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3098 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
3100 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
3101 non è associato ad una coda di notifica.
3106 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
3107 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
3108 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
3109 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
3110 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
3111 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
3112 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
3113 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
3114 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
3115 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
3116 \func{inotify\_rm\_watch}.
3118 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
3119 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
3120 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
3121 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
3122 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
3123 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
3124 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
3125 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
3127 \begin{figure}[!htb]
3128 \footnotesize \centering
3129 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3130 \includestruct{listati/inotify_event.h}
3133 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
3134 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
3135 \label{fig:inotify_event}
3138 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
3139 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
3140 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
3141 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
3142 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
3143 (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}), che è disponibile solo per i socket
3144 e per i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così
3145 utilizzare questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di
3146 lettura con un buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente
3147 il numero di file che sono cambiati.
3149 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
3150 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
3151 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
3152 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
3153 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
3154 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
3155 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
3156 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
3157 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
3158 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
3159 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
3164 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
3166 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3169 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
3170 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
3171 che in maniera implicita per la rimozione
3172 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
3173 filesystem su cui questo si trova.\\
3174 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
3175 (consente così di distinguere, quando si pone
3176 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
3177 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
3179 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
3180 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
3181 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
3182 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
3183 osservazione è stato smontato.\\
3186 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
3187 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
3188 \label{tab:inotify_read_event_flag}
3191 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
3192 parametro di sistema \sysctlfile{fs/inotify/max\_queued\_events} che
3193 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
3194 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
3195 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
3196 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
3198 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
3199 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
3200 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
3201 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
3202 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
3204 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
3205 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
3206 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
3207 (come \itindsub{pathname}{relativo} \textit{pathname} relativo alla directory
3208 osservata) e la relativa dimensione in byte. Il campo \var{name} viene sempre
3209 restituito come stringa terminata da NUL, con uno o più zeri di terminazione,
3210 a seconda di eventuali necessità di allineamento del risultato, ed il valore
3211 di \var{len} corrisponde al totale della dimensione di \var{name}, zeri
3212 aggiuntivi compresi. La stringa con il nome del file viene restituita nella
3213 lettura subito dopo la struttura \struct{inotify\_event}; questo significa che
3214 le dimensioni di ciascun evento di \textit{inotify} saranno pari a
3215 \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) + len}.
3217 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
3218 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
3219 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
3220 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
3221 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
3222 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
3224 \begin{figure}[!htbp]
3225 \footnotesize \centering
3226 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
3227 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
3230 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
3231 \label{fig:inotify_monitor_example}
3234 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
3235 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
3236 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
3237 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
3238 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
3239 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
3242 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
3243 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
3244 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
3245 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
3246 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
3247 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
3248 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
3249 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
3250 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
3251 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
3253 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
3254 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
3255 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
3256 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
3257 si saranno verificati eventi.
3259 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
3260 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
3261 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
3262 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
3263 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
3264 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
3265 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
3266 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
3267 interruzione della \textit{system call}, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si
3270 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
3271 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
3272 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
3273 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
3274 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
3275 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
3276 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
3277 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
3278 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
3279 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
3280 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
3281 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
3283 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
3284 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
3285 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
3286 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
3287 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
3288 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
3289 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
3290 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
3291 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
3292 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
3293 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
3294 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
3295 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
3296 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
3298 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
3299 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
3302 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
3304 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3307 Observed event on /home/piccardi/gapil/
3311 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
3312 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
3313 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
3314 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
3315 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
3316 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
3317 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
3318 tale evenienza non si verificherà mai.
3320 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
3321 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
3322 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
3323 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
3324 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
3325 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
3326 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
3327 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
3328 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
3329 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
3330 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
3331 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
3332 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
3333 chiamata di \func{read}.
3335 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
3336 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
3337 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
3338 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
3339 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
3340 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
3341 raggruppati in un solo evento.
3345 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
3346 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
3349 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
3350 \label{sec:file_asyncronous_io}
3352 % vedere anche http://davmac.org/davpage/linux/async-io.html e
3353 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-async/
3356 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
3357 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
3358 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
3359 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
3360 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
3361 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
3362 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
3364 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
3365 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
3366 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} \textit{system call} lente),
3367 essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor
3368 per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime.
3369 Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono
3370 vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e
3371 la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
3374 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
3375 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
3376 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
3377 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
3378 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
3379 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
3380 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
3383 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
3384 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
3385 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
3386 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
3387 \headfile{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
3388 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
3389 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
3391 \begin{figure}[!htb]
3392 \footnotesize \centering
3393 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
3394 \includestruct{listati/aiocb.h}
3397 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
3399 \label{fig:file_aiocb}
3402 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
3403 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
3404 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
3405 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
3406 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
3407 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
3408 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
3409 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
3410 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
3411 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
3412 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
3413 del blocco di dati da trasferire.
3415 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
3416 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
3417 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
3418 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
3419 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
3420 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
3421 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
3422 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
3423 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
3424 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
3425 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
3427 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
3428 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
3429 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
3430 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
3431 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
3433 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
3434 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
3435 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
3436 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
3440 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
3441 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
3443 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
3444 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
3447 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 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}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
3451 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3452 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
3453 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
3454 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3459 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
3460 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
3461 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
3462 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
3463 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
3464 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
3465 (vedi sez.~\ref{sec:file_open_close}), nel qual caso le scritture vengono
3466 effettuate comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a
3469 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
3470 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
3471 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
3472 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
3473 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
3474 \index{variabili!automatiche} variabili automatiche e che non si deve
3475 riutilizzare la stessa struttura per un'altra operazione fintanto che la
3476 precedente non sia stata ultimata. In generale per ogni operazione si deve
3477 utilizzare una diversa struttura \struct{aiocb}.
3479 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
3480 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
3481 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
3482 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
3483 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
3484 errore; il suo prototipo è:
3485 \begin{prototype}{aio.h}
3486 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
3488 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
3491 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
3492 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
3496 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
3497 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
3498 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
3499 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
3500 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
3501 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
3502 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
3503 del caso, i codici di errore delle \textit{system call} \func{read},
3504 \func{write} e \func{fsync}.
3506 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
3507 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
3508 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
3509 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
3511 \begin{prototype}{aio.h}
3512 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
3514 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
3517 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
3521 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
3522 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
3523 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
3524 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
3525 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
3527 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
3528 così come ricavato dalla sottostante \textit{system call} (il numero di byte
3529 letti, scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare
3530 sempre questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di
3531 I/O asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
3534 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
3535 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
3536 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
3537 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
3539 \begin{prototype}{aio.h}
3540 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
3542 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
3544 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
3545 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
3546 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
3549 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
3550 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
3551 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
3552 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
3553 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
3554 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
3555 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
3556 sez.~\ref{sec:file_sync}).
3558 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
3559 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
3560 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
3561 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
3562 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
3564 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
3565 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
3566 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
3567 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
3569 \begin{prototype}{aio.h}
3570 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
3572 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
3575 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
3576 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
3577 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
3581 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
3582 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
3583 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
3584 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
3585 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
3586 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
3587 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
3588 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
3589 \headfile{aio.h}) sono tre:
3590 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
3591 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
3592 cancellazione sono state già completate,
3594 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
3597 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
3598 corso e non sono state cancellate.
3601 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
3602 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
3603 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
3604 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
3605 del loro avvenuto completamento.
3607 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
3608 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
3609 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
3610 specifica operazione; il suo prototipo è:
3611 \begin{prototype}{aio.h}
3612 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3615 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3616 operazioni specificate da \param{list}.
3618 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3619 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3622 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3624 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3625 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3630 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3631 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3632 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3633 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3634 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3635 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3636 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3637 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3638 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3640 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3641 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3642 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3643 \begin{prototype}{aio.h}
3644 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3647 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3648 secondo la modalità \param{mode}.
3650 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3651 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3653 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3655 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3656 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3657 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3658 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3659 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3664 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3665 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3666 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3667 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3668 che può prendere i valori:
3669 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3670 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3671 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3672 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3674 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3675 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3676 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3677 quelle non completate.
3679 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3680 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3681 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3682 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3683 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3684 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3685 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3688 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3689 \label{sec:file_advanced_io}
3691 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3692 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3693 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3694 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. In
3695 questa sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
3696 mappato in memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O
3700 \subsection{File mappati in memoria}
3701 \label{sec:file_memory_map}
3703 \itindbeg{memory~mapping}
3704 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3705 rispetto a quella classica vista in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}, è il
3706 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3707 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3708 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3709 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3713 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3714 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3715 mappatura in memoria di un file.}
3716 \label{fig:file_mmap_layout}
3719 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3720 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3721 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3722 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3723 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3724 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3725 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3726 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3727 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3728 \textsl{memoria mappata su file}.
3730 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3731 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3732 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3733 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3734 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3735 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3738 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3739 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3740 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3741 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3742 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3743 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3746 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3747 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3748 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3749 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3750 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3752 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3753 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3754 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3759 \headdecl{sys/mman.h}
3761 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3764 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3766 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3767 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3768 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3770 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3771 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3772 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3773 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3774 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3775 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3776 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3777 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3778 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3779 dimensione delle pagine).
3780 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3781 \param{fd} è aperto in scrittura.
3782 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3783 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3784 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3785 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3786 numero di mappature possibili.
3787 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3789 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3790 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3791 l'opzione \texttt{noexec}.
3792 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3793 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3798 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3799 partire da \param{offset} per \param{length} byte, preferibilmente
3800 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3801 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3806 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3808 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3811 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3812 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3813 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3814 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3817 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3818 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3819 \label{tab:file_mmap_prot}
3822 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3823 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3824 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3825 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3826 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3827 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3828 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3829 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3830 \signal{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3831 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3832 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3833 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3835 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3836 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3837 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3838 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3839 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3840 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3845 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3847 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3850 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3851 da \param{start}, se questo non può essere usato
3852 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3853 valore di \param{start} deve essere allineato
3854 alle dimensioni di una pagina.\\
3855 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3856 riportati sul file e saranno immediatamente
3857 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3858 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3859 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3860 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3861 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3862 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3863 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3864 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3865 privata cui solo il processo chiamante ha
3866 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3867 il meccanismo del \textit{copy on
3868 write} \itindex{copy~on~write} e
3869 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3870 specificato se i cambiamenti sul file originale
3871 vengano riportati sulla regione
3872 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3873 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3874 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3875 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3876 scrittura sul file dovevano fallire con
3877 \errcode{ETXTBSY}).\\
3878 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3879 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3880 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3881 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3883 modifiche fatte alla regione mappata, in
3884 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3885 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3886 un \signal{SIGSEGV}.\\
3887 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3889 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3890 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3891 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3892 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3893 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3894 ignorati.\footnotemark\\
3895 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3896 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3897 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3898 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3899 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3900 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3901 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3902 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3903 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3904 necessarie alla mappatura.\\
3905 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3906 non causa I/O.\footnotemark\\
3907 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3908 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3910 % \const{MAP\_HUGETLB}& da trattare.\\
3911 % TODO trattare MAP_HUGETLB introdotto con il kernel 2.6.32, e modifiche
3912 % introdotte con il 3.8 per le dimensioni variabili delle huge pages
3916 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3917 \label{tab:file_mmap_flag}
3920 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3923 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3924 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3925 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3926 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3928 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3929 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3930 parleremo più avanti.}
3932 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3933 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3934 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3935 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3936 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3937 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\signal{SIGSEGV}),
3938 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3941 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3942 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3943 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3944 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3945 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3946 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3947 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3948 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3950 \begin{figure}[!htb]
3952 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3953 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3954 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3955 \label{fig:file_mmap_boundary}
3958 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3959 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3960 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3961 bordo della pagina successiva.
3963 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3964 dimensioni specificate da \param{length}, senza ottenere un \signal{SIGSEGV}
3965 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3966 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3967 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3970 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3971 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3972 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3973 quella della mappatura in memoria.
3975 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3976 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3977 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3978 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \signal{SIGSEGV}, ma
3979 \signal{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3981 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3982 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3983 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3984 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3985 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3986 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3987 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3988 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3989 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3990 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3994 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3995 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3996 alla lunghezza richiesta.}
3997 \label{fig:file_mmap_exceed}
4000 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
4001 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
4002 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
4003 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
4004 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
4005 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
4006 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
4007 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
4010 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
4011 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
4012 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
4013 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
4014 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
4015 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
4016 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
4017 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
4018 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
4020 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
4021 direttamente dalla \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, occorre essere
4022 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
4023 con l'interfaccia dei file di sez.~\ref{sec:file_unix_interface}. Il problema
4024 è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e scrittura
4025 saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera autonoma dal
4026 sistema della memoria virtuale.
4028 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
4029 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
4030 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
4031 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
4032 del contenuto della memoria su cui è mappato.
4034 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
4035 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
4036 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
4037 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
4038 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
4039 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
4042 \headdecl{sys/mman.h}
4044 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
4046 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
4048 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4049 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4051 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
4052 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
4054 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4055 precedentemente mappata.
4060 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
4061 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
4062 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
4063 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
4064 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
4065 del file aggiornato.
4071 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
4073 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4076 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
4077 quando questa è stata completata.\\
4078 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
4079 non attendendo che questa sia finita.\\
4080 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
4081 in memoria così da rendere necessaria una
4082 rilettura immediata delle stesse.\\
4085 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
4086 \label{tab:file_mmap_msync}
4089 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
4090 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
4091 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
4092 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
4093 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
4094 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
4095 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
4096 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
4097 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
4099 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
4100 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
4103 \headdecl{sys/mman.h}
4105 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
4107 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
4109 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4110 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4112 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
4113 precedentemente mappata.
4118 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
4119 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
4120 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
4121 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
4122 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
4123 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
4124 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
4125 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
4126 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
4128 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
4129 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
4130 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
4131 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
4132 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
4134 % \headdecl{unistd.h}
4135 \headdecl{sys/mman.h}
4137 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
4139 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
4142 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
4143 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4145 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
4146 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
4147 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
4148 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
4149 ha solo accesso in lettura.
4150 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
4151 % necessarie all'interno del kernel.
4152 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
4155 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
4160 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
4161 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
4162 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
4163 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
4164 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
4165 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
4167 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
4168 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
4169 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
4170 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
4173 \headdecl{sys/mman.h}
4175 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
4176 new\_size, unsigned long flags)}
4178 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
4180 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
4181 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
4182 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
4185 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
4187 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
4188 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
4189 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
4190 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
4191 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
4192 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
4193 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
4199 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
4200 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
4201 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
4202 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
4203 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
4204 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
4205 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
4206 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
4207 di includere \headfile{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
4208 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
4209 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
4210 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
4212 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
4213 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
4214 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
4215 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
4216 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
4217 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
4218 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
4220 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
4221 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
4222 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
4223 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
4224 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
4225 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
4227 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
4228 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
4229 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
4230 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
4231 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
4232 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
4233 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
4234 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
4235 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
4236 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
4237 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
4239 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
4240 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
4241 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
4242 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
4243 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
4244 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
4245 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
4246 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
4247 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
4248 \textit{memory mapping}.
4250 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
4251 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
4252 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
4253 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
4254 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
4255 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
4256 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
4257 nuova \textit{system call}, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
4259 \headdecl{sys/mman.h}
4261 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
4262 ssize\_t pgoff, int flags)}
4264 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
4266 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4267 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4269 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
4270 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
4271 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
4276 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
4277 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
4278 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
4279 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
4280 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
4281 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
4284 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
4285 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
4286 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
4287 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
4288 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
4289 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
4290 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
4291 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
4293 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
4294 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
4295 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
4296 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
4297 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
4298 \textit{memory mapping}.
4300 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
4301 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
4302 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
4303 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
4304 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
4305 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
4306 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
4307 interessate dal \textit{memory mapping}.
4309 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
4310 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
4311 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
4312 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
4313 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
4314 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
4315 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
4316 \const{MAP\_POPULATE}.
4318 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
4319 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
4320 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
4321 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
4322 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
4323 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
4324 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
4326 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
4327 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
4328 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
4329 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
4330 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
4331 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
4333 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
4334 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
4335 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
4336 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
4337 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
4338 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
4340 \headdecl{sys/mman.h}
4342 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
4344 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
4346 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4347 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4349 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
4350 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
4351 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
4352 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
4353 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
4354 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
4355 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
4356 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
4357 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
4358 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
4361 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
4365 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
4366 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
4367 \param{length}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
4368 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
4369 Linux consente anche un valore nullo per \param{length}, inoltre se una
4370 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
4371 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
4372 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
4373 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
4374 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
4375 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
4376 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
4381 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
4383 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4386 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
4387 di default usato quando non si è chiamato
4389 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
4390 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
4391 anticipata con il meccanismo del
4392 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
4393 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
4394 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
4395 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
4396 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
4397 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
4398 scartare immediatamente le pagine una volta che
4399 queste siano state lette.\\
4400 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
4401 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
4402 deve essere incentivata.\\
4403 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
4404 futuro, pertanto le pagine possono essere
4405 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
4406 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
4407 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
4408 a cui la mappatura fa riferimento.\\
4410 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
4411 relativo supporto sottostante; è supportato
4412 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
4413 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
4414 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
4415 ereditato dal processo figlio dopo una
4416 \func{fork}; questo consente di evitare che il
4417 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
4418 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
4419 delle pagine quando il padre scrive sull'area
4420 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
4421 causare problemi per l'hardware che esegue
4422 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
4423 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
4424 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
4425 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
4426 principalmente ad uso dei sistemi di
4427 virtualizzazione).\footnotemark\\
4430 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
4431 \label{tab:madvise_advice_values}
4434 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
4437 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
4438 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
4439 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
4440 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
4441 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
4442 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
4443 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
4444 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
4445 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
4446 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
4448 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
4449 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
4450 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
4451 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
4452 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
4453 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
4454 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
4455 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
4456 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
4458 \itindend{memory~mapping}
4461 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
4462 \label{sec:file_multiple_io}
4464 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
4465 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
4466 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
4467 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
4468 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
4469 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
4470 contare sulla atomicità delle operazioni.
4472 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove
4473 \textit{system call} che permettessero di effettuare con una sola chiamata una
4474 serie di letture o scritture su una serie di buffer, con quello che viene
4475 normalmente chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono
4476 \funcd{readv} e \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese
4477 da BSD4.4, esse sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i
4478 relativi prototipi sono:
4480 \headdecl{sys/uio.h}
4482 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4483 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
4485 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
4487 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
4488 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
4489 assumerà uno dei valori:
4491 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
4492 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
4493 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
4494 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
4495 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
4496 non ci sono dati in lettura.
4497 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
4499 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
4500 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
4501 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
4502 scrittura eseguite su \param{fd}.}
4505 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
4506 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
4507 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
4508 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
4509 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
4511 \begin{figure}[!htb]
4512 \footnotesize \centering
4513 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
4514 \includestruct{listati/iovec.h}
4517 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
4519 \label{fig:file_iovec}
4522 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
4523 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
4524 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
4525 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
4526 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
4527 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
4528 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
4529 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
4530 specificati nel vettore \param{vector}.
4532 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
4533 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
4534 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
4535 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
4536 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \headfile{limits.h}; lo
4537 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
4538 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
4539 sez.~\ref{sec:sys_limits}).
4541 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
4542 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le \textit{system call}
4543 che si accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i
4544 dati verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando
4545 un buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
4546 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
4547 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
4549 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
4550 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
4551 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
4552 sez.~\ref{sec:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
4553 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
4554 corrispondenti a quanto aspettato.
4556 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
4557 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
4558 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
4559 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
4560 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
4561 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
4562 \funcd{preadv} e \funcd{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
4563 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
4564 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
4565 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
4566 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
4567 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
4568 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
4570 \headdecl{sys/uio.h}
4572 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4574 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
4577 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
4580 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
4581 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
4582 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
4583 per \var{errno} anche i valori:
4585 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
4586 usato come \type{off\_t}.
4587 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
4592 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
4593 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
4594 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
4595 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
4596 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
4597 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
4599 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
4600 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
4601 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
4602 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
4603 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
4604 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
4608 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
4610 \label{sec:file_sendfile_splice}
4612 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
4613 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
4614 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
4615 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
4617 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
4618 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4619 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4620 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4621 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4622 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4623 questo tipo di situazioni.
4625 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4626 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4627 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4628 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4629 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4630 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4631 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4632 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4633 di \funcd{sendfile} è:
4635 \headdecl{sys/sendfile.h}
4637 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4640 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4642 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4643 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4646 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4647 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4648 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4649 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4651 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4652 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4655 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4659 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4660 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4661 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4662 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4663 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4666 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4667 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4668 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4669 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4670 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4671 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4672 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4673 letti da \param{in\_fd}.
4675 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4676 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4677 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4678 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4679 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4680 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4681 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4682 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4683 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4684 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4685 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4686 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4687 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4688 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4689 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4691 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4692 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4693 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4694 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4695 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4696 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4697 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4698 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4699 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4700 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4701 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4702 in \url{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}.}
4703 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4704 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4705 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4706 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4708 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4709 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4710 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4711 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4712 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4713 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4714 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4716 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4717 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4718 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4719 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4720 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4721 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4722 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4723 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4724 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4725 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due \textit{system call} sono
4726 profondamente diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo
4727 fino al kernel 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in
4728 termini di \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia
4729 verso l'user space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita
4730 di avere a disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento
4731 diretto di dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata
4732 nelle sue applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo
4733 in casi specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli
4734 in cui essa può essere effettivamente utilizzata.}
4736 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4737 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4738 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4739 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4740 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4741 dallo stesso Linus Torvalds in \url{http://kerneltrap.org/node/6505}.} si
4742 tratta semplicemente di una funzione che consente di fare in maniera del tutto
4743 generica delle operazioni di trasferimento di dati fra un file e un buffer
4744 gestito interamente in kernel space. In questo caso il cuore della funzione (e
4745 delle affini \func{vmsplice} e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è
4746 appunto l'uso di un buffer in kernel space, e questo è anche quello che ne ha
4747 semplificato l'adozione, perché l'infrastruttura per la gestione di un tale
4748 buffer è presente fin dagli albori di Unix per la realizzazione delle
4749 \textit{pipe} (vedi sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale
4750 allora \func{splice} non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle
4751 \textit{pipe}) con cui utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in
4754 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4755 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4756 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4757 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4758 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4759 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4760 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4761 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4762 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4763 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4764 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4769 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4770 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4772 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4774 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4775 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4778 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4779 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4780 aperti in lettura o scrittura.
4781 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4782 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4783 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4784 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4786 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4788 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4789 \val{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4794 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4795 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4796 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4797 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4798 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4799 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4800 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4801 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4803 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4804 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4805 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4806 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4807 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4808 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4809 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4810 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4811 il suddetto file in modalità non bloccante).
4813 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4814 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4815 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4816 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4817 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4818 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4819 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4820 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4821 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4822 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4823 specificato come valore non nullo.
4825 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4826 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4827 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4828 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4829 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4830 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4831 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4836 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4838 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4841 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4842 di memoria contenenti i dati invece di
4843 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4845 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4846 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4847 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4848 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4849 questo significa che la funzione potrà
4850 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4851 file descriptor (a meno che anch'essi non
4852 siano stati aperti in modalità non
4854 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4855 ulteriori dati in una \func{splice}
4856 successiva, questo è un suggerimento utile
4857 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4858 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4859 solo da \func{splice}, potrà essere
4860 implementato in futuro anche per
4861 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4862 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4863 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4864 se impostato una seguente \func{splice} che
4865 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4866 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4867 essere copiate; per usare questa opzione i
4868 dati dovranno essere opportunamente allineati
4869 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4870 memoria. Viene usato soltanto da
4874 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4875 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4877 \label{tab:splice_flag}
4880 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4881 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4882 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4883 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4884 saranno comunque copiate.}
4886 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4887 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4888 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4889 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4890 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4892 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4893 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4896 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4897 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4898 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4899 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4900 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4901 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4902 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4904 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4905 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4906 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4907 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4908 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4912 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4913 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4914 \label{fig:splicecp_data_flux}
4917 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4918 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4919 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4920 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4921 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4923 \begin{figure}[!htbp]
4924 \footnotesize \centering
4925 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
4926 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4929 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4931 \label{fig:splice_example}
4934 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4935 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4936 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4937 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4938 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4939 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4940 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4941 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4943 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4944 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4945 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4946 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4947 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4948 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4949 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4950 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4951 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4952 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4953 (\texttt{\small 41--43}).
4955 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4956 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4957 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4958 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4959 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4960 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4961 del file di destinazione.
4963 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4964 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4965 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4966 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4967 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4968 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4969 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4970 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4971 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4972 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4973 presenti sul buffer.
4975 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4976 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4977 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4978 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4979 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4981 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4982 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4983 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4984 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4985 genere di migliorare le prestazioni.
4987 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4988 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4989 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4990 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4991 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4992 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4994 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4995 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4996 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
5000 \headdecl{sys/uio.h}
5002 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
5003 nr\_segs, unsigned int flags)}
5005 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
5007 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
5008 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5011 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
5012 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
5013 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
5014 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
5015 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5021 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
5022 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
5023 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
5024 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
5025 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
5026 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
5027 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
5028 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
5029 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
5030 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
5031 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
5032 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
5034 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
5035 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
5036 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
5037 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
5038 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
5039 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
5040 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
5041 eseguire una copia dei dati che contengono.
5043 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
5044 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
5045 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
5046 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
5047 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
5048 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
5052 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
5055 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
5057 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
5058 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
5061 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
5062 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
5063 stessa \textit{pipe}.
5064 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
5070 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
5071 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
5072 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
5073 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
5074 \func{tee} da \param{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
5075 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
5076 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
5077 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
5078 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
5079 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
5080 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
5081 funzione non bloccante.
5083 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
5084 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
5085 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
5086 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
5087 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
5088 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
5089 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
5090 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
5091 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
5092 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
5093 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
5094 allegati alla guida.
5096 \begin{figure}[!htbp]
5097 \footnotesize \centering
5098 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
5099 \includecodesample{listati/tee.c}
5102 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
5103 standard input sullo standard output e su un file.}
5104 \label{fig:tee_example}
5107 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
5108 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
5109 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
5110 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
5111 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
5113 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
5114 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
5115 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
5116 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
5117 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
5118 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
5119 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
5120 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
5121 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
5123 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
5124 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
5125 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
5126 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
5127 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
5128 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
5129 fig.~\ref{fig:splice_example}).
5131 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
5132 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
5133 di dati in realtà nella implementazione di queste \textit{system call} non è
5134 affatto detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel
5135 infatti realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per
5136 essere precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo
5137 sul tema si trova su \url{http://lwn.net/Articles/118750/}.} alle pagine di
5138 memoria interna che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono
5139 presenti nella memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i
5140 suddetti puntatori ed aumentare il numero di referenze; questo significa che
5141 anche con \func{tee} non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente
5142 copiati i puntatori.
5144 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
5147 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
5148 \label{sec:file_fadvise}
5150 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
5151 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
5152 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
5153 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
5154 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
5155 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
5157 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
5158 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
5159 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
5160 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
5161 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
5162 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
5163 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
5166 \itindbeg{read-ahead}
5168 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
5169 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
5170 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
5171 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
5172 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
5173 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
5174 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
5178 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
5180 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
5182 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5183 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5185 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5186 valido o non è aperto in lettura.
5187 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
5188 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
5193 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
5194 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
5195 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
5196 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
5197 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
5198 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
5199 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
5201 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
5202 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
5203 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
5204 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
5205 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
5206 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
5207 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
5208 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
5209 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
5211 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
5212 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
5213 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
5214 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
5215 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
5216 nelle operazioni successive.
5218 \itindend{read-ahead}
5220 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
5221 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
5222 l'argomento \param{len} è stato modificato da \type{size\_t} a \type{off\_t}
5223 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
5224 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
5225 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
5226 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
5227 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
5228 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5229 valore di almeno 600, è:
5233 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
5235 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
5237 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
5238 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
5240 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5242 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
5243 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
5244 (come una pipe o un socket).
5245 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
5246 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
5251 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
5252 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
5253 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
5254 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
5255 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
5256 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
5257 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
5258 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
5259 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
5260 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
5261 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
5262 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
5263 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
5264 che utilizza semplicemente l'informazione.
5269 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
5271 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
5274 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
5275 riguardo le modalità di accesso, il
5276 comportamento sarà identico a quello che si
5277 avrebbe senza nessun avviso.\\
5278 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
5279 accedere ai dati specificati in maniera
5280 sequenziale, a partire dalle posizioni più
5282 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
5283 completamente causale.\\
5284 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
5285 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
5286 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
5289 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
5290 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
5292 \label{tab:posix_fadvise_flag}
5295 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
5296 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
5297 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
5298 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
5299 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
5300 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
5301 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
5302 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
5303 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
5304 riportarsi al comportamento di default.
5306 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
5307 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
5308 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
5309 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
5310 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
5311 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
5312 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
5313 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
5314 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
5316 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
5317 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
5318 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
5319 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
5320 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
5321 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
5322 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
5323 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
5325 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
5326 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
5327 specifica per le operazioni di scrittura,
5328 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
5329 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
5330 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
5331 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
5336 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
5338 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
5340 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
5341 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
5342 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
5344 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
5345 valido o non è aperto in scrittura.
5346 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
5348 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
5349 la dimensione massima consentita per un file.
5350 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
5352 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
5354 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
5359 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
5360 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
5361 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
5362 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
5363 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
5364 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
5365 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
5366 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
5368 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
5369 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
5370 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
5371 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
5372 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
5373 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
5374 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
5375 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
5376 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
5377 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
5378 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
5379 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
5380 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
5382 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
5383 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
5384 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
5385 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
5386 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
5387 diventa effettivamente disponibile.
5389 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
5390 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
5391 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
5392 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
5393 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
5394 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
5395 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
5396 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
5397 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
5398 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
5400 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
5401 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
5402 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
5403 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
5404 sez.~\ref{sec:proc_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
5405 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
5406 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
5408 \headdecl{linux/fcntl.h}
5410 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
5412 Prealloca dello spazio disco per un file.
5414 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
5415 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
5417 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
5418 valido aperto in scrittura.
5419 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
5420 dimensioni massime di un file.
5421 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
5422 minore o uguale a zero.
5423 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
5425 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
5426 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
5427 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
5428 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
5429 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
5431 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
5435 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
5436 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
5437 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
5438 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
5439 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
5440 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
5441 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
5442 dimensione corrente.
5444 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
5445 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
5446 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
5447 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
5450 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
5451 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
5453 % TODO non so dove trattarli, ma dal 2.6.39 ci sono i file handle, vedi
5454 % http://lwn.net/Articles/432757/
5457 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap sez system call socket BSD GID
5458 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
5459 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
5460 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
5461 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
5462 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
5463 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
5464 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
5465 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
5466 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
5467 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
5468 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
5469 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
5470 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
5471 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
5472 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
5473 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
5474 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
5475 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
5476 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
5477 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
5478 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
5479 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
5480 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
5481 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
5482 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
5483 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
5484 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old SFD
5485 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr mremap address new Failed
5486 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
5487 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
5488 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
5489 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW HP EACCESS
5490 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
5491 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
5492 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
5493 % LocalWords: CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl acquired
5494 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
5495 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
5496 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
5497 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
5498 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
5499 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
5500 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
5501 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
5502 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
5503 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
5504 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
5505 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs it
5506 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
5507 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat union
5508 % LocalWords: conditions sigwait CLOEXEC signalfd sizemask SIGKILL SIGSTOP ssi
5509 % LocalWords: sigwaitinfo FifoReporter Windows ptr sigqueue named timerfd TFD
5510 % LocalWords: clockid CLOCK MONOTONIC REALTIME itimerspec interval Resource
5511 % LocalWords: ABSTIME gettime temporarily unavailable SIGINT SIGQUIT SIGTERM
5514 %%% Local Variables:
5516 %%% TeX-master: "gapil"
5518 % LocalWords: sigfd fifofd break siginf names starting echo Message from Got
5519 % LocalWords: message kill received means exit