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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
16 che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
17 quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
18 concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
19 fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.
22 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
23 \label{sec:file_multiplexing}
25 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
26 su molti file usando le funzioni illustrate in
27 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
28 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
29 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
30 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
31 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
35 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
36 \label{sec:file_noblocking}
38 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
39 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
40 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
41 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i
42 socket\index{socket} ed alcuni file di
43 dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni di
44 lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni di
45 lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore
46 su cui si sta operando.
48 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
49 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
50 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
51 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
52 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
53 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
54 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere
55 un'altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
56 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
57 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
58 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
59 potrebbe addirittura arrivare ad un \textit{deadlock}\index{\textit{deadlock}}.
61 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
62 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
63 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
64 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
65 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
66 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
67 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
68 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
69 Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}\index{\textit{polling}}, è
70 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
71 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
74 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
75 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
76 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
77 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
78 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
79 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
81 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
82 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
83 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
84 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
85 ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
88 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
89 \label{sec:file_select}
91 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
92 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
93 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
94 supportano i \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System
95 V.} con la funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
98 \headdecl{sys/types.h}
100 \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
101 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
103 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
106 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
107 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
108 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
110 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
112 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
113 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
114 un valore non valido per \param{timeout}.
116 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
120 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
121 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
122 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
123 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
126 \index{\textit{file~descriptor~set}|(}
127 Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
128 funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
129 identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
130 file descriptor, in maniera analoga a come un
131 \index{\textit{signal~set}}\textit{signal set} (vedi
132 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
133 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
134 opportune macro di preprocessore:
136 \headdecl{sys/time.h}
137 \headdecl{sys/types.h}
139 \funcdecl{FD\_ZERO(fd\_set *set)}
140 Inizializza l'insieme (vuoto).
142 \funcdecl{FD\_SET(int fd, fd\_set *set)}
143 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
145 \funcdecl{FD\_CLR(int fd, fd\_set *set)}
146 Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
148 \funcdecl{FD\_ISSET(int fd, fd\_set *set)}
149 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
152 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
153 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
154 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
155 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
156 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
157 massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
158 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
159 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
160 presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
161 con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
162 dar luogo a comportamenti non prevedibili.
164 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
165 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
166 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
167 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
168 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
169 \param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
170 terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
171 messaggi urgenti su un \textit{socket}\index{socket}, vedi
172 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
174 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
175 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
176 specificare qual'è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
177 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
178 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
179 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
180 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
181 descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
182 numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
183 il valore di \param{n} è un errore comune.} Infine l'argomento
184 \param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
185 ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
186 specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
187 campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
188 corrente dei file descriptor.
189 \index{\textit{file~descriptor~set}|)}
191 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
192 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
193 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
194 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
195 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
196 relative, in modo da poterli controllare con \const{FD\_ISSET}. Se invece si
197 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
198 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
199 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
202 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
203 impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
204 utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
205 si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
206 questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
207 rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
208 trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
209 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
210 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
211 caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
212 disponibile per quelli che derivano da BSD.}
214 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
215 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
216 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
217 valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
218 dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
219 anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
220 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
222 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
223 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
224 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
225 essere arbitario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
226 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
227 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
229 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
230 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
231 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
232 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
233 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
234 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
235 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
236 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
237 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
238 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
239 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
240 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
241 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
242 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
243 \begin{prototype}{sys/select.h}
244 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
245 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
247 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
250 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
251 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
252 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
254 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
256 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
257 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
258 un valore non valido per \param{timeout}.
260 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
263 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
264 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
265 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
266 caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
267 che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
268 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
269 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
272 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
273 race condition\index{\textit{race~condition}} quando ci si deve porre in
274 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
275 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
276 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
277 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
278 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
279 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
280 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
281 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
283 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
284 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
285 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
286 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
287 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
288 \includecodesnip{listati/select_race.c} qui però emerge una race
289 condition,\index{\textit{race~condition}} perché se il segnale arriva prima
290 della chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione
291 del segnale non sarà rilevata.
293 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
294 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
295 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però non è
296 presente la relativa system call, e la funzione è implementata nelle
297 \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man select\_tut}) per cui
298 la possibilità di race condition permane; esiste però una soluzione,
299 chiamata \index{\textit{self-pipe trick}}\textit{self-pipe trick}, che
300 consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare
301 \func{select} sul capo in lettura della stessa, e indicare l'arrivo di un
302 segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del manipolatore; in
303 questo modo anche se il segnale va perso prima della chiamata di
304 \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla presenza di dati sulla
305 pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così che il precedente codice
306 potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
307 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c} in questo caso utilizzando
308 \var{oldmask} durante l'esecuzione di \func{pselect} la ricezione del segnale
309 sarà abilitata, ed in caso di interruzione si potranno eseguire le relative
314 \subsection{La funzione \func{poll}}
315 \label{sec:file_poll}
317 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
318 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
319 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
320 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
321 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
323 \begin{prototype}{sys/poll.h}
324 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
326 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
329 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
330 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
331 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
333 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
335 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
336 \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
337 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
339 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
342 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
343 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
344 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
345 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
346 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
347 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
348 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
349 \textsl{non-bloccante}).
352 \footnotesize \centering
353 \begin{minipage}[c]{15cm}
354 \includestruct{listati/pollfd.h}
357 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
358 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
359 \label{fig:file_pollfd}
362 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
363 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
364 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
365 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
366 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
367 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
368 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
369 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
370 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
371 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
372 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
373 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
375 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
376 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
377 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
378 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
379 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
380 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
381 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
386 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
388 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
391 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
392 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
393 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
394 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
396 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
397 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali. \\
398 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
400 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
401 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
402 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
404 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
407 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
408 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
409 \label{tab:file_pollfd_flags}
412 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
413 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
414 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
415 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
416 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
417 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
418 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
419 distinzione ha senso solo per i dati \textit{out-of-band} dei socket (vedi
420 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
421 alle varie condizioni dei socket torneremo in sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll},
422 dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo. Si tenga conto comunque che le
423 costanti relative ai diversi tipi di dati (come \macro{POLLRDNORM} e
424 \macro{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la
425 macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in
426 testa al file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
429 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
430 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
431 o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
432 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
433 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
434 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
438 %\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
439 %\label{sec:file_epoll}
444 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
445 \label{sec:file_asyncronous_access}
447 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
448 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
449 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
450 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
451 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
452 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
453 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
454 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
455 norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
456 operazioni di I/O volute.
459 \subsection{Operazioni asincrone sui file}
460 \label{sec:file_asyncronous_operation}
462 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
463 del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
464 comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
465 di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
466 attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
467 l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
468 sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
470 In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
471 o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
472 propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
473 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
474 notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
477 Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
478 (normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
479 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
480 leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
481 può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
482 quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
483 effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
484 sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
485 accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
486 \textit{signal driven I/O}.
488 In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
489 che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
490 hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
491 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
492 di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
493 tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
494 percentuale) sono diventati attivi.
496 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
497 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
498 file descriptor sono più di uno, qual'è quello responsabile dell'emissione del
499 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
500 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
501 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
502 verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
503 POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
504 riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
505 fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
506 \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
507 gestore (si riveda quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
509 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
510 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
511 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
512 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
513 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
514 campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
515 il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
516 segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
517 \struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
518 descriptor che ha generato il segnale.
520 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
521 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
522 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
523 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
524 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
525 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
526 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
527 la coda. Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
528 potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
529 invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
530 i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
531 file diventati attivi.
534 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
535 \label{sec:file_asyncronous_io}
537 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
538 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
539 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
540 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
541 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
542 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
543 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
545 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
546 varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
547 file per i quali le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente}system call
548 lente), essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file
549 descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle
550 medesime. Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O
551 asincrono vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la
552 lettura e la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle
555 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
556 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
557 di thread. Al momento esiste una sola versione stabile di questa interfaccia,
558 quella delle \acr{glibc}, che è realizzata completamente in user space, ed
559 accessibile linkando i programmi con la libreria \file{librt}. Nei kernel
560 della nuova serie è stato anche introdotta (a partire dal 2.5.32) un nuovo
561 layer per l'I/O asincrono.
563 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
564 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
565 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
566 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
567 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
568 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
569 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
572 \footnotesize \centering
573 \begin{minipage}[c]{15cm}
574 \includestruct{listati/aiocb.h}
577 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
579 \label{fig:file_aiocb}
582 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
583 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
584 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
585 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
586 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
587 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
588 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
589 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
590 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
591 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
592 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
593 del blocco di dati da trasferire.
595 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
596 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
597 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
598 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
599 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
600 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
601 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
602 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
603 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
604 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
605 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
608 \footnotesize \centering
609 \begin{minipage}[c]{15cm}
610 \includestruct{listati/sigevent.h}
613 \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
614 di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
615 \label{fig:file_sigevent}
618 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
619 che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
620 notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
621 riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
622 quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
623 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
624 \item[\const{SIGEV\_NONE}] Non viene inviata nessuna notifica.
625 \item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
626 chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
627 questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
628 valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
629 fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
631 \item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
632 thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
633 con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
634 \var{sigev\_notify\_attribute}.
637 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
638 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
639 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
640 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
644 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
645 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
647 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
648 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
651 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
652 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
654 \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
655 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
656 \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
657 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
658 \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
663 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
664 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
665 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
666 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
667 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
668 il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
669 sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
670 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
672 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
673 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
674 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
675 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
676 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
677 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
678 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
679 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
682 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
683 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
684 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
685 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
686 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
687 errore; il suo prototipo è:
688 \begin{prototype}{aio.h}
689 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
691 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
694 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
695 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
699 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
700 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
701 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
702 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
703 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
704 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
705 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
706 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
709 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
710 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
711 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
712 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
714 \begin{prototype}{aio.h}
715 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
717 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
720 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
724 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
725 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
726 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
727 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
728 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
730 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
731 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
732 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
733 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
734 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
737 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
738 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
739 compiuta dalla funzione \func{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
740 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
742 \begin{prototype}{aio.h}
743 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
745 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
747 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
748 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
749 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
752 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
753 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
754 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
755 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
756 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
757 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
758 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
759 sez.~\ref{sec:file_sync}).
761 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
762 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
763 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
764 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
765 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
767 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
768 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
769 standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
770 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
772 \begin{prototype}{aio.h}
773 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
775 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
778 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
779 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
780 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
784 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
785 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
786 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
787 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
788 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
789 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
790 altro file descriptor il risultato è indeterminato.
792 In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
793 tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
794 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
795 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
796 cancellazione sono state già completate,
798 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
801 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
802 corso e non sono state cancellate.
805 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
806 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
807 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
808 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
809 del loro avvenuto completamento.
811 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
812 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
813 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
814 specifica operazione; il suo prototipo è:
815 \begin{prototype}{aio.h}
816 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
819 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
820 operazioni specificate da \param{list}.
822 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
823 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
826 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
828 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
829 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
834 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
835 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
836 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
837 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
838 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
839 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
840 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
841 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
842 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
844 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
845 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
846 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
847 \begin{prototype}{aio.h}
848 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
851 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
852 secondo la modalità \param{mode}.
854 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
855 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
857 \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
859 \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
860 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
861 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
862 \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
863 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
868 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
869 lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
870 \textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
871 dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
872 \var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
873 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
874 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
875 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
876 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
878 l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
879 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
880 dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
883 L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
884 funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
885 blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
886 specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
887 messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
888 la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
889 \param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
893 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
894 \label{sec:file_advanced_io}
896 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
897 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
898 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
899 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
900 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
901 vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria}.
904 \subsection{I/O vettorizzato}
905 \label{sec:file_multiple_io}
907 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
908 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
909 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
910 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
911 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
912 chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
915 Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
916 integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
917 \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
918 che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
919 due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
920 effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
921 buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
926 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
927 una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
930 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
931 una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
932 specificati da \param{vector}.
934 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
935 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
936 assumerà uno dei valori:
938 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
939 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
940 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
941 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
942 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
943 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
944 non ci sono dati in lettura.
945 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
947 ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
948 stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
949 \func{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
950 usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
953 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
954 fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
955 scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
956 il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
959 \footnotesize \centering
960 \begin{minipage}[c]{15cm}
961 \includestruct{listati/iovec.h}
964 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
966 \label{fig:file_iovec}
969 I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
970 è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
971 \param{count}. Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
972 opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
973 trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
974 si sono specificati nel vettore \param{vector}.
977 \subsection{File mappati in memoria}
978 \label{sec:file_memory_map}
980 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
981 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
982 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
983 \textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
984 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
985 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo.
987 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
988 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
989 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
990 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
991 del file attraverso il sistema della memoria virtuale\index{memoria~virtuale}
992 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
993 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
994 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
995 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
996 \textsl{memoria mappata su file}.
1000 \includegraphics[width=14cm]{img/mmap_layout}
1001 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
1002 mappatura in memoria di un file.}
1003 \label{fig:file_mmap_layout}
1006 L'uso del \textit{memory-mappung} comporta una notevole semplificazione delle
1007 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
1008 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
1009 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
1010 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
1011 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
1014 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
1015 virtuale,\index{memoria~virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
1016 opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
1017 per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
1018 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
1019 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
1022 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
1023 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
1024 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
1025 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
1026 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
1028 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
1029 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
1030 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
1035 \headdecl{sys/mman.h}
1037 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
1040 Esegue la mappatura in memoria del file \param{fd}.
1042 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
1043 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
1044 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1046 \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
1047 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
1048 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
1049 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
1050 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
1051 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
1052 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
1053 \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
1054 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
1055 dimensione delle pagine).
1056 \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
1057 \param{fd} è aperto in scrittura.
1058 \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria.
1059 \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
1060 numero di mappature possibili.
1061 \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
1067 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
1068 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
1069 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
1070 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
1076 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1078 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1081 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
1082 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
1083 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
1084 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
1087 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
1088 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
1089 \label{tab:file_mmap_prot}
1093 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
1094 la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
1095 attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di
1096 questi segmenti il kernel mantiene nella \textit{page table} la mappatura
1097 sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura,
1098 esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella che si chiama una
1099 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
1100 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
1101 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
1102 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
1103 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
1105 L'argomento \param{flags} specifica infine qual'è il tipo di oggetto mappato,
1106 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
1107 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
1108 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
1109 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
1110 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
1115 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1117 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1120 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
1121 da \param{start}, se questo non può essere usato
1122 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
1123 valore di \param{start} deve essere allineato
1124 alle dimensioni di una pagina. \\
1125 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
1126 riportati sul file e saranno immediatamente
1127 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
1128 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
1129 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
1130 \func{unmap}), e solo allora le modifiche saranno
1131 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
1132 con \const{MAP\_PRIVATE}. \\
1133 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
1134 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
1135 privata cui solo il processo chiamante ha
1136 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
1137 il meccanismo del \textit{copy on
1138 write}\index{\textit{copy~on~write}} e
1139 salvate su swap in caso di necessità. Non è
1140 specificato se i cambiamenti sul file originale
1141 vengano riportati sulla regione
1142 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
1143 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
1144 \textit{DoS}\index{DoS} (veniva usato per
1145 segnalare che tentativi di scrittura sul file
1146 dovevano fallire con \errcode{ETXTBSY}).\\
1147 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
1148 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
1149 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
1151 write}\index{\textit{copy~on~write}}
1153 modifiche fatte alla regione mappata, in
1154 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
1155 memoria disponibile, si ha l'emissione di
1156 un \const{SIGSEGV}. \\
1157 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
1159 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica
1160 che la mappatura deve essere effettuata con gli
1161 indirizzi crescenti verso il basso.\\
1162 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
1163 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
1164 ignorati.\footnotemark\\
1165 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
1166 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, deprecato.\\
1169 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
1170 \label{tab:file_mmap_flag}
1173 \footnotetext{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
1175 \footnotetext{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
1176 stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}
1178 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
1179 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
1180 tutto quanto è comunque basato sul basato sul meccanismo della memoria
1181 virtuale.\index{memoria~virtuale} Questo comporta allora una serie di
1182 conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
1183 sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
1184 (\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
1185 consentono questo tipo di accesso.
1187 \begin{figure}[!htb]
1189 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_boundary}
1190 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
1191 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
1192 \label{fig:file_mmap_boundary}
1195 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
1196 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
1197 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
1198 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
1199 paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
1200 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
1201 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
1202 effettive del file o della sezione che si vuole mappare. Il caso più comune è
1203 quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary}, in cui la sezione di
1204 file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso verrà il file sarà
1205 mappato su un segmento di memoria che si estende fino al bordo della pagina
1208 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
1209 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
1210 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
1211 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
1212 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
1215 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
1216 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
1217 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
1218 quella della mappatura in memoria.
1222 \includegraphics[width=10cm]{img/mmap_exceed}
1223 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
1224 alla lunghezza richiesta.}
1225 \label{fig:file_mmap_exceed}
1228 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
1229 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
1230 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
1231 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
1232 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
1234 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
1235 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
1236 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
1237 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
1238 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
1239 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
1240 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
1241 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
1242 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
1243 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
1245 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
1246 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
1247 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
1248 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
1249 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
1250 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
1251 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
1252 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
1255 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
1256 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
1257 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
1258 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
1259 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
1260 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
1261 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
1262 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
1263 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
1265 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
1266 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
1267 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
1268 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
1269 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
1270 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
1271 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
1273 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
1274 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
1275 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
1276 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
1277 del contenuto della memoria su cui è mappato.
1279 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
1280 l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
1281 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
1282 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
1283 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
1284 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
1287 \headdecl{sys/mman.h}
1289 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
1291 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
1293 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1294 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1296 \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di \const{PAGESIZE},
1297 o si è specificato un valore non valido per \param{flags}.
1298 \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1299 precedentemente mappata.
1304 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
1305 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
1306 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
1307 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
1308 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
1309 del file aggiornato.
1314 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1316 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1319 \const{MS\_ASYNC} & Richiede la sincronizzazione.\\
1320 \const{MS\_SYNC} & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
1321 \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
1325 \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
1326 \label{tab:file_mmap_rsync}
1329 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
1330 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
1331 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
1332 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
1333 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
1334 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
1335 flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
1336 le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
1337 aggiornate ai nuovi valori.
1339 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
1340 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
1343 \headdecl{sys/mman.h}
1345 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
1347 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
1349 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1350 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1352 \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
1353 precedentemente mappata.
1358 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato attraverso
1359 \param{start} e \param{length}, ed ogni successivo accesso a tale regione
1360 causerà un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
1361 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria, e la mappatura di tutte le
1362 pagine contenute (anche parzialmente) nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
1363 Indicare un intervallo che non contiene pagine mappate non è un errore.
1365 Alla conclusione del processo, ogni pagina mappata verrà automaticamente
1366 rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per effettuare la
1367 mappatura in memoria non ha alcun effetto sulla stessa.
1370 \section{Il file locking}
1371 \label{sec:file_locking}
1373 \index{file!locking|(}
1374 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
1375 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
1376 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
1377 in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
1378 stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.
1380 Questo causa la possibilità di race condition\index{\textit{race~condition}};
1381 in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra un processo
1382 che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono leggere
1383 informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella in cui
1384 diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro output
1387 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
1388 evitare le race condition\index{\textit{race~condition}}, attraverso una serie
1389 di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di altri
1390 processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità delle
1391 operazioni di scrittura.
1395 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
1396 \label{sec:file_record_locking}
1398 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
1399 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
1400 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
1401 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
1402 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discretionary file
1403 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
1404 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
1405 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
1406 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
1407 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
1408 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
1409 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
1410 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file. Questo significa
1411 che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
1412 risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
1413 sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
1414 controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
1415 utilizzando le relative funzioni.
1417 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
1418 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
1419 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
1420 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
1421 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
1422 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
1423 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
1424 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
1425 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
1426 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
1427 proteggere il loro accesso in lettura.
1429 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
1430 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
1431 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
1432 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
1433 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
1434 proteggere il suo accesso in scrittura.
1439 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
1441 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
1443 &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
1446 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
1447 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
1450 \caption{Tipologie di file locking.}
1451 \label{tab:file_file_lock}
1454 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
1455 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
1456 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
1457 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
1458 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
1459 che pertanto possono coesistere senza interferenze.
1461 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
1462 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
1463 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
1464 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il lock viene acquisito
1465 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
1466 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
1467 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
1468 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
1469 sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
1470 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
1471 menzionate, nel successo della richiesta.
1473 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
1474 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
1475 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
1476 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
1477 apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
1481 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
1482 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
1483 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
1486 \subsection{La funzione \func{flock}}
1487 \label{sec:file_flock}
1489 La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
1490 eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
1491 rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
1492 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
1494 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1496 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1497 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1499 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
1500 specificato \const{LOCK\_NB}.
1505 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
1506 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
1507 \param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
1508 essere passato utilizzando le costanti riportate in
1509 tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
1514 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1516 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1519 \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\
1520 \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
1521 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
1522 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
1523 richiesta di un \textit{file lock}.\\
1526 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
1527 \label{tab:file_flock_operation}
1530 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
1531 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
1532 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
1533 bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
1534 un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
1535 usare \const{LOCK\_UN}.
1537 La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
1538 POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
1539 confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste
1540 differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
1541 file locking nel kernel in entrambe le interfacce.
1543 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
1544 dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
1545 fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
1546 anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
1547 perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
1548 mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
1549 accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
1550 mantenuti un una \textit{linked list}\index{linked list} di strutture
1551 \struct{file\_lock}. La lista è referenziata dall'indirizzo di partenza
1552 mantenuto dal campo \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le
1553 definizioni esatte si faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti
1554 del kernel). Un bit del campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di
1555 un lock in semantica BSD (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).}
1556 dato che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
1557 diversi che aprono lo stesso file.
1561 \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
1562 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1563 del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
1564 \label{fig:file_flock_struct}
1567 La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
1568 se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
1569 elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.} Nel caso
1570 dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
1571 \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
1572 piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
1573 kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
1574 ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
1575 nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
1576 i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
1577 cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.
1579 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
1580 il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
1581 fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
1582 nel lock. Allora se ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
1583 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
1584 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
1585 table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
1586 delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
1588 Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
1589 descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
1590 questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
1591 non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
1592 attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
1593 si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
1594 processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
1595 effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
1596 table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
1597 \func{fork}, anche su processi diversi.
1599 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
1600 dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
1601 rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
1602 presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
1603 infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
1604 che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
1605 solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
1606 sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
1607 mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.
1609 Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
1610 file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
1611 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
1612 può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
1613 server supportino questa funzionalità.
1616 \subsection{Il file locking POSIX}
1617 \label{sec:file_posix_lock}
1619 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
1620 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
1621 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
1622 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
1623 essa viene usata solo secondo il prototipo:
1624 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
1626 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
1628 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
1629 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1631 \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
1632 \textit{file lock} da parte di altri processi.
1633 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
1634 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
1635 o il protocollo per il locking remoto è fallito.
1636 \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
1637 un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
1638 mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
1639 \textit{deadlock}\index{\textit{deadlock}}. Non è garantito che il
1640 sistema riconosca sempre questa situazione.
1641 \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
1642 di poter acquisire un lock.
1644 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
1648 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
1649 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
1650 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
1651 relative agli eventuali lock preesistenti. Per poter fare tutto questo la
1652 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
1653 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
1654 inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
1655 che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
1656 conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
1659 \begin{figure}[!bht]
1660 \footnotesize \centering
1661 \begin{minipage}[c]{15cm}
1662 \includestruct{listati/flock.h}
1665 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
1667 \label{fig:struct_flock}
1671 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
1672 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
1673 il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
1674 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
1675 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
1676 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
1677 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
1678 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
1680 Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
1681 là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
1682 stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
1683 \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
1684 file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
1685 un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
1686 eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
1691 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1693 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1696 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
1697 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
1698 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
1701 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
1702 \label{tab:file_flock_type}
1705 Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
1706 può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
1707 tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
1708 uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
1709 lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
1710 in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
1711 riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.
1713 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
1714 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
1715 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
1716 l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
1717 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1718 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
1719 puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
1720 la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
1721 ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
1722 \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
1723 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
1724 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
1725 corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
1726 richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
1727 funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
1729 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
1730 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
1731 processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
1732 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
1733 con un errore di \errcode{EINTR}.
1736 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
1737 una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
1738 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
1739 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
1740 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
1741 (se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
1742 poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
1743 richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
1744 sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
1745 valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.
1747 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
1748 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
1749 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
1750 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
1751 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
1752 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
1753 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
1754 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
1755 stato effettivamente acquisito.
1758 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
1759 \caption{Schema di una situazione di
1760 \textit{deadlock}\index{\textit{deadlock}}.}
1761 \label{fig:file_flock_dead}
1764 Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
1765 un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
1766 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
1767 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
1768 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
1769 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
1770 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
1771 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
1772 porta ad un \textit{deadlock}\index{\textit{deadlock}}, dato che a quel punto
1773 anche il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro
1774 processo. Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di
1775 questo tipo, ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla
1776 funzione che cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un
1779 \begin{figure}[!bht]
1780 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
1781 \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare
1782 del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
1783 \label{fig:file_posix_lock}
1787 Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
1788 differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
1789 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
1790 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
1791 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
1792 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
1793 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
1794 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
1795 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
1796 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
1797 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
1798 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
1799 usato.} il lock è sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in
1800 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
1801 voce nella file table, ma con il valore del \acr{pid} del processo.
1803 Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
1804 presenti sul file\footnote{scandisce cioè la linked list delle strutture
1805 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
1806 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
1807 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
1808 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
1809 negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
1811 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
1812 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
1813 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
1814 dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
1815 ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
1816 \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
1817 il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al contrario di quanto
1818 avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
1819 esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
1821 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
1822 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
1823 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
1824 un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
1825 deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
1826 chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
1827 POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
1828 lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
1829 stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
1831 Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
1832 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un'altro
1833 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
1834 richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
1835 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
1836 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
1837 avranno sempre successo.
1839 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
1840 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
1841 cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
1842 sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
1843 rilascio per cancellare il lock.} la cosa non ha alcun effetto; la funzione
1844 ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
1845 In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
1846 esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
1847 (indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
1848 ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
1849 regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
1850 un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
1851 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
1852 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
1853 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
1854 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
1855 che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
1856 necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
1858 \begin{figure}[!htb]
1859 \footnotesize \centering
1860 \begin{minipage}[c]{15cm}
1861 \includecodesample{listati/Flock.c}
1864 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
1865 \label{fig:file_flock_code}
1868 Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
1869 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
1870 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
1871 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
1872 allegato nella directory dei sorgenti).
1874 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
1875 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
1876 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
1877 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
1878 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
1879 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
1880 read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
1881 specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
1882 variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
1883 l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
1884 POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
1885 lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.
1887 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
1888 un parametro (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
1889 15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
1890 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
1891 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
1892 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
1893 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
1894 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
1897 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
1898 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
1899 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
1900 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
1901 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
1902 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
1903 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
1904 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
1905 esegue (\texttt{\small 41}).
1907 In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
1908 uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
1909 (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
1910 attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
1911 tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
1912 lock vengono rilasciati.
1914 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
1915 locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
1916 all'interno di un terminale il seguente comando:
1919 \begin{minipage}[c]{12cm}
1921 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
1924 \end{minipage}\vspace{1mm}
1926 il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
1927 caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
1928 alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
1929 bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
1930 comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
1931 proviamo ad eseguire un write lock avremo:
1934 \begin{minipage}[c]{12cm}
1936 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
1937 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1939 \end{minipage}\vspace{1mm}
1941 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
1942 lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
1943 risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
1944 file con il comando:
1947 \begin{minipage}[c]{12cm}
1949 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
1950 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1952 \end{minipage}\vspace{1mm}
1954 se invece blocchiamo una regione con:
1957 \begin{minipage}[c]{12cm}
1959 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
1962 \end{minipage}\vspace{1mm}
1964 una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
1965 dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
1966 sovrappongono avremo che:
1969 \begin{minipage}[c]{12cm}
1971 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
1972 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1974 \end{minipage}\vspace{1mm}
1976 ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
1980 \begin{minipage}[c]{12cm}
1982 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
1985 \end{minipage}\vspace{1mm}
1987 ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
1988 lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
1991 \begin{minipage}[c]{12cm}
1993 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
1994 Failed lock: Resource temporarily unavailable
1996 \end{minipage}\vspace{1mm}
1998 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
2000 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
2001 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
2002 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
2006 \begin{minipage}[c]{12cm}
2008 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
2010 \end{minipage}\vspace{1mm}
2012 il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
2013 se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
2017 \begin{minipage}[c]{12cm}
2019 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2021 \end{minipage}\vspace{1mm}
2023 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
2024 punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
2025 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
2026 lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
2029 \begin{minipage}[c]{12cm}
2031 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
2034 \end{minipage}\vspace{3mm}
2037 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
2038 fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
2039 un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
2040 si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:
2043 \begin{minipage}[c]{12cm}
2045 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
2048 \end{minipage}\vspace{1mm}
2050 che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
2051 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
2052 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
2053 applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
2057 \subsection{La funzione \func{lockf}}
2058 \label{sec:file_lockf}
2060 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
2061 potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
2062 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
2063 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
2064 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
2065 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
2067 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
2069 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2070 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2072 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
2073 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
2074 file è mappato in memoria.
2075 \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
2076 sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
2078 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
2082 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
2083 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
2084 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
2089 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
2091 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2094 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
2095 mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
2096 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
2097 alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
2098 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
2099 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
2100 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
2101 con un OR aritmetico dei valori.\\
2104 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
2105 \label{tab:file_lockf_type}
2108 Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
2109 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
2110 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
2111 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
2112 affatto equivalente a \func{flock}).
2116 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
2117 \label{sec:file_mand_locking}
2119 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
2120 per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
2121 indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
2122 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
2123 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
2124 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
2126 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
2127 utilizzo particolare del bit \acr{sgid}. Se si ricorda quanto esposto in
2128 sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma utilizzato per cambiare il
2129 group-ID effettivo con cui viene eseguito un programma, ed è pertanto sempre
2130 associato alla presenza del permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando
2131 questo bit su un file senza permesso di esecuzione in un sistema che supporta
2132 il \textit{mandatory locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il
2133 file in questione. In questo modo una combinazione dei permessi
2134 originariamente non contemplata, in quanto senza significato, diventa
2135 l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
2136 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
2137 sez.~\ref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato (come
2138 misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale quando
2139 esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}
2141 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
2142 neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
2143 file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
2144 inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
2145 rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa
2146 operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory
2147 locking} si può bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura
2148 su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo l'abilitazione del
2149 mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem
2150 per filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
2151 \func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
2152 \cmd{mand} per il comando).
2154 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
2155 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
2156 ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
2157 la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.
2159 La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
2160 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
2161 mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
2162 accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
2163 lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
2166 Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
2167 normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
2168 rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
2169 nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.
2171 Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
2172 sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
2173 lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
2174 qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
2177 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
2178 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
2179 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
2180 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
2181 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
2182 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
2183 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
2184 lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
2185 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
2187 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
2188 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
2189 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
2190 quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
2191 accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
2192 eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
2193 lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
2194 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
2195 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
2196 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
2197 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
2198 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
2199 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
2200 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
2201 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
2202 possibilità di modificare il file.
2203 \index{file!locking|)}
2208 %%% Local Variables:
2210 %%% TeX-master: "gapil"