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\chapter{La gestione avanzata dei file}
\label{cha:file_advanced}

In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
dei file. In particolare tratteremo delle funzioni di input/output avanzato,
che permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da
quelle che permettono di gestire l'accesso contemporaneo a più file, per
concludere con la gestione dell'I/O mappato in memoria. Dedicheremo poi la
fine del capitolo alle problematiche del \textit{file locking}.


\section{L'\textit{I/O multiplexing}}
\label{sec:file_multiplexing}

Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
su molti file usando le funzioni illustrate in
cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
I/O.


\subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
\label{sec:file_noblocking}

Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
\textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
  ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i
  socket\index{socket} ed alcuni file di
  dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni di
  lettura e scrittura ritornano sempre subito.}  Ad esempio le operazioni di
lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul descrittore
su cui si sta operando.

Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere
un'altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
potrebbe addirittura arrivare ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.

Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
\textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}.  L'utilizzo di questa modalità di I/O
permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
Ovviamente questa tecnica, detta \textit{polling}\itindex{polling}, è
estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
falliranno.

Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
  multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consenta di tenere sotto
controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia disponibile, in
modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.

Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
ulteriori dettagli e qualche esempio in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.


\subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
\label{sec:file_select}

Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
  multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
  BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
  supportano i \textit{socket}\index{socket}, compreso le varianti di System
  V.}  con la funzione \funcd{select}, il cui prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/time.h}
  \headdecl{sys/types.h}
  \headdecl{unistd.h}
  \funcdecl{int select(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
    *exceptfds, struct timeval *timeout)}
  
  Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
  attivo.
  
  \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
    descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
    caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
    degli insiemi.
  \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
    un valore non valido per \param{timeout}.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{ENOMEM}.
}
\end{functions}

La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
\param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
\param{timeout}.

\itindbeg{file~descriptor~set} 

Per specificare quali file descriptor si intende \textsl{selezionare}, la
funzione usa un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set},
identificato dal tipo \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di
file descriptor, in maniera analoga a come un
\itindex{signal~set}\textit{signal set} (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigset})
identifica un insieme di segnali. Per la manipolazione di questi \textit{file
  descriptor set} si possono usare delle opportune macro di preprocessore:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/time.h}
  \headdecl{sys/types.h}
  \headdecl{unistd.h}
  \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
  Inizializza l'insieme (vuoto).

  \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
  Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.

  \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
  Rimuove il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
  
  \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
  Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
\end{functions}

In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
\const{FD\_SETSIZE} file descriptor.  Questo valore in origine corrispondeva
al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
  fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
quando, come nelle versioni più recenti del kernel, non c'è più un limite
massimo, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
  descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
  1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.} Si tenga
presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere inizializzati
con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non inizializzato può
dar luogo a comportamenti non prevedibili.

La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
  tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
  bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}.} il secondo,
\param{writefds}, per verificare la possibilità effettuare una scrittura ed il
terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
messaggi urgenti su un \textit{socket}\index{socket}, vedi
sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).

Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
\const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
specificare qual è il numero massimo dei file descriptor indicati nei tre
insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{n}, che
deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{i file
  descriptor infatti sono contati a partire da zero, ed il valore indica il
  numero di quelli da tenere sotto controllo; dimenticarsi di aumentare di uno
  il valore di \param{n} è un errore comune.}  Infine l'argomento
\param{timeout}, specifica un tempo massimo di attesa prima che la funzione
ritorni; se impostato a \val{NULL} la funzione attende indefinitamente. Si può
specificare anche un tempo nullo (cioè una struttura \struct{timeval} con i
campi impostati a zero), qualora si voglia semplicemente controllare lo stato
corrente dei file descriptor.
\itindend{file~descriptor~set}

La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
  il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
  funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
  comportano in questo modo.}  e ciascun insieme viene sovrascritto per
indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}.  Se invece si
ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
modificati.  In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
contenuto.

In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
impostandolo al tempo restante in caso di interruzione prematura; questo è
utile quando la funzione viene interrotta da un segnale, in tal caso infatti
si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre rilanciare la funzione; in
questo modo non è necessario ricalcolare tutte le volte il tempo
rimanente.\footnote{questo può causare problemi di portabilità sia quando si
  trasporta codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
  usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
  caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte. In genere la
  caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da System V e non
  disponibile per quelli che derivano da BSD.}

Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
controllo.  Infatti il kernel riceve con \param{n} un valore massimo per tale
valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto controllo
dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche essere
anche molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.

Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
essere arbitario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
estesa, con ulteriori perdite di prestazioni. 

Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
  multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
\funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
  l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
  2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
  \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
  senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
  \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
  \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
  maggiore di 600.} il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/select.h}
  {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
    struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
  
  Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
  attivo.
  
  \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
    descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
    caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
    degli insiemi.
  \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato per \param{n} un valore negativo o
    un valore non valido per \param{timeout}.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
\end{prototype}

La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) per
indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
caso di interruzione. Inoltre prende un argomento aggiuntivo \param{sigmask}
che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
funzione.

L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
\textit{race condition}\itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.

Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
alla gestione dati con un ciclo del tipo:
\includecodesnip{listati/select_race.c} qui però emerge una \textit{race
  condition},\itindex{race~condition} perché se il segnale arriva prima della
chiamata a \func{select}, questa non verrà interrotta, e la ricezione del
segnale non sarà rilevata.

Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
\param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però non è
  presente la relativa system call, e la funzione è implementata nelle
  \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man select\_tut}) per cui
  la possibilità di \itindex{race~condition}\textit{race condition} permane;
  esiste però una soluzione, chiamata \itindex{self-pipe trick}
  \textit{self-pipe trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi
  sez.~\ref{sec:ipc_pipes}) ed usare \func{select} sul capo in lettura della
  stessa, e indicare l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura
  all'interno del manipolatore; in questo modo anche se il segnale va perso
  prima della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
  presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
\includecodesnip{listati/pselect_norace.c} 
in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
\func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.



\subsection{La funzione \func{poll}}
\label{sec:file_poll}

Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
\func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
  prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
  call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/poll.h}
  {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
  
  La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
  descriptor.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
    in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
    ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
    degli insiemi.
  \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{EINVAL}] Il valore di \param{nfds} eccede il limite
    \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
\end{prototype}

La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
vettore di strutture \struct{pollfd}.  Come con \func{select} si può
interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
\textsl{non-bloccante}).

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/pollfd.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
    modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
  \label{fig:file_pollfd}
\end{figure}

Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
\struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}.  La
struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
risultato.  Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
\var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.

Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore. 

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Flag}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{POLLIN}    & È possibile la lettura.\\
    \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\ 
    \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari. \\
    \const{POLLPRI}   & È possibile la lettura di dati urgenti.\\
    \hline
    \const{POLLOUT}   & È possibile la scrittura immediata.\\
    \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.  \\ 
    \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari. \\
    \hline
    \const{POLLERR}   & C'è una condizione di errore.\\
    \const{POLLHUP}   & Si è verificato un hung-up.\\
    \const{POLLNVAL}  & Il file descriptor non è aperto.\\
    \hline
    \const{POLLMSG}   & Definito per compatibilità con SysV.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
    \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
  \label{tab:file_pollfd_flags}
\end{table}

Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
\textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
  presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
  delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
\textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}.  In Linux la
distinzione ha senso solo per i dati \textit{out-of-band} dei socket (vedi
sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll} reagisce
alle varie condizioni dei socket torneremo in sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll},
dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo. Si tenga conto comunque che le
costanti relative ai diversi tipi di dati (come \const{POLLRDNORM} e
\const{POLLRDBAND}) sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la
macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in
  testa al file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
  sufficiente.}

In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
o per i quali si è verificato un errore (nel qual caso vengono utilizzati i
valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}). Un
valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
tramite \var{errno}.


%\subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
%\label{sec:file_epoll}
% placeholder ...

%da fare

\section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
\label{sec:file_asyncronous_access}

Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
\textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
norma un segnale), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
operazioni di I/O volute.


\subsection{Operazioni asincrone sui file}
\label{sec:file_asyncronous_operation}

Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso l'uso
del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e dei
  comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è specifico
  di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è possibile
attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag attraverso
l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
sez.~\ref{sec:file_fcntl}). 

In realtà in questo caso non si tratta di eseguire delle operazioni di lettura
o scrittura del file in modo asincrono (tratteremo questo, che più
propriamente è detto \textsl{I/O asincrono} in
sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto di un meccanismo asincrono di
notifica delle variazione dello stato del file descriptor aperto in questo
modo.

Quello che succede in questo caso è che il sistema genera un segnale
(normalmente \const{SIGIO}, ma è possibile usarne altri con il comando
\const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}) tutte le volte che diventa possibile
leggere o scrivere dal file descriptor che si è posto in questa modalità. Si
può inoltre selezionare, con il comando \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl},
quale processo (o gruppo di processi) riceverà il segnale. Se pertanto si
effettuano le operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale non ci
sarà più la necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di
accesso ai file; per questo motivo Stevens chiama questa modalità
\textit{signal driven I/O}.

In questo modo si può evitare l'uso delle funzioni \func{poll} o \func{select}
che, quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non
hanno buone prestazioni. % aggiungere cenno a epoll quando l'avrò scritta
 In tal caso infatti la maggior parte del loro tempo
di esecuzione è impegnato ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor
tenuti sotto controllo per determinare quali di essi (in genere una piccola
percentuale) sono diventati attivi.

Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
verrebbero notificati una volta sola. Linux però supporta le estensioni
POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono accodati e che permettono di
riconoscere il file descriptor che li ha emessi. In questo caso infatti si può
fare ricorso alle informazioni aggiuntive restituite attraverso la struttura
\struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma estesa \var{sa\_sigaction} del
gestore (si riveda quanto illustrato in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).

Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
(vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
\const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del
campo \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia
  il segnale che si è associato all'I/O asincrono, ed indica appunto che il
  segnale è stato generato a causa di attività nell'I/O asincrono.} di
\struct{siginfo\_t}, troverà nel campo \var{si\_fd} il valore del file
descriptor che ha generato il segnale.

Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
la coda.  Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non
potendo più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time,
invierà al suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti
i segnali in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i
file diventati attivi.


\subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
\label{sec:file_asyncronous_io}

Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
  asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
così che il processo non viene bloccato.  In questo modo diventa ad esempio
possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.

Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
varie occasioni (in particolar modo con i socket\index{socket} e gli altri
file per i quali le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente}system call
lente), essa è comunque limitata alla notifica della disponibilità del file
descriptor per le operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle
medesime.  Lo standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O
asincrono vero e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la
lettura e la scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle
usate normalmente.

In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
di thread. Al momento esiste una sola versione stabile di questa interfaccia,
quella delle \acr{glibc}, che è realizzata completamente in user space, ed
accessibile linkando i programmi con la libreria \file{librt}. Nei kernel
della nuova serie è stato anche introdotta (a partire dal 2.5.32) un nuovo
layer per l'I/O asincrono.

Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
\textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
\file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/aiocb.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
    asincrono.}
  \label{fig:file_aiocb}
\end{figure}

Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
contemporanee effettuabili su un singolo file.  Ogni operazione deve
inizializzare opportunamente un \textit{control block}.  Il file descriptor su
cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
saranno letti o scritti.  Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
del blocco di dati da trasferire.

Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
  piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
  le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
  \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
cui viene sottratto il valore di questo campo.  Il campo
\var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/sigevent.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{sigevent}, usata per specificare le modalità
    di notifica degli eventi relativi alle operazioni di I/O asincrono.}
  \label{fig:file_sigevent}
\end{figure}

Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
che serve a specificare il modo in cui si vuole che venga effettuata la
notifica del completamento delle operazioni richieste. La struttura è
riportata in fig.~\ref{fig:file_sigevent}; il campo \var{sigev\_notify} è
quello che indica le modalità della notifica, esso può assumere i tre valori:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.6cm}}
\item[\const{SIGEV\_NONE}]  Non viene inviata nessuna notifica.
\item[\const{SIGEV\_SIGNAL}] La notifica viene effettuata inviando al processo
  chiamante il segnale specificato da \var{sigev\_signo}; se il gestore di
  questo è stato installato con \const{SA\_SIGINFO} gli verrà restituito il
  valore di \var{sigev\_value} (la cui definizione è in
  fig.~\ref{fig:sig_sigval}) come valore del campo \var{si\_value} di
  \struct{siginfo\_t}.
\item[\const{SIGEV\_THREAD}] La notifica viene effettuata creando un nuovo
  thread che esegue la funzione specificata da \var{sigev\_notify\_function}
  con argomento \var{sigev\_value}, e con gli attributi specificati da
  \var{sigev\_notify\_attribute}.
\end{basedescript}

Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
\funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}.  Esse permettono di richiedere una
lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{aio.h}

  \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
  Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.

  \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
  Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
  \param{aiocbp}.
  
  \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] Si è specificato un file descriptor sbagliato.
  \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
  \item[\errcode{EINVAL}] Si è specificato un valore non valido per i campi
    \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
  \item[\errcode{EAGAIN}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
  \end{errlist}
}
\end{functions}

Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
\errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
il file non sia stato aperto in \textit{append mode} (vedi
sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.

Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
\param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
richiesta.  Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
\struct{aiocb}.

Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
\func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
errore; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
  {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}  

  Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
  \param{aiocbp}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
    successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
    fallimento.}
\end{prototype}

Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
\errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
\func{fsync}.

Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
\errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
{ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)} 

Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
\param{aiocbp}.
  
\bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
  eseguita.}
\end{prototype}

La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.

La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}).  É importante chiamare sempre
questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
esaurimento.

Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
è:
\begin{prototype}{aio.h}
{int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)} 

Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
  
\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
  errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
  \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
\end{prototype}

La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
sez.~\ref{sec:file_sync}).

Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.

In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
standard POSIX.1b prevede una funzioni apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
{int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)} 

Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
da \param{aiocbp}.
  
\bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
  di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
  un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
  \errval{EBADF}.}
\end{prototype}

La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
\param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
valore di \param{aiocbp}.  Quando una operazione viene cancellata una
successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
altro file descriptor il risultato è indeterminato.

In caso di successo, i possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} sono
tre (anch'essi definiti in \file{aio.h}):
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
\item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
  cancellazione sono state già completate,
  
\item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
  state cancellate,  
  
\item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
  corso e non sono state cancellate.
\end{basedescript}

Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
\func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
del loro avvenuto completamento.

Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
specifica operazione; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
{int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
    timespec *timeout)}
  
  Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
  operazioni specificate da \param{list}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
    completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
    dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
      \param{timeout}.
    \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
    \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
    \end{errlist}
  }
\end{prototype}

La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
\param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
  utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito.  Un valore
\val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.

Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
lettura o scrittura; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{aio.h}
  {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
    sigevent *sig)}
  
  Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
  secondo la modalità \param{mode}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EAGAIN}] Nessuna operazione è stata completata entro
      \param{timeout}.
    \item[\errcode{EINVAL}] Si è passato un valore di \param{mode} non valido
      o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
      \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
    \item[\errcode{ENOSYS}] La funzione non è implementata.
    \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale.
    \end{errlist}
  }
\end{prototype}

La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate dalla
lista \param{list}; questa deve contenere gli indirizzi di altrettanti
\textit{control block}, opportunamente inizializzati; in particolare nel caso
dovrà essere specificato il tipo di operazione tramite il campo
\var{aio\_lio\_opcode}, che può prendere i tre valori:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
\item[\const{LIO\_READ}]  si richiede una operazione di lettura.
\item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
\item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
\end{basedescript}
l'ultimo valore viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si è
dovuto cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per quelle
non completate.

L'argomento \param{mode} permette di stabilire il comportamento della
funzione, se viene specificato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si
blocca fino al completamento di tutte le operazioni richieste; se invece si
specifica \const{LIO\_NOWAIT} la funzione ritorna immediatamente dopo aver
messo in coda tutte le richieste. In questo caso il chiamante può richiedere
la notifica del completamento di tutte le richieste, impostando l'argomento
\param{sig} in maniera analoga a come si fa per il campo \var{aio\_sigevent}
di \struct{aiocb}.


\section{Altre modalità di I/O avanzato}
\label{sec:file_advanced_io}

Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
  asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O
  vettorizzato} e per l'\textsl{I/O mappato in memoria}.


\subsection{I/O vettorizzato}
\label{sec:file_multiple_io}

Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file.  Benché
l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
chiamate, ci sono casi in cui si vuole poter contare sulla atomicità delle
operazioni.

Per questo motivo BSD 4.2\footnote{Le due funzioni sono riprese da BSD4.4 ed
  integrate anche dallo standard Unix 98. Fino alle libc5, Linux usava
  \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta logica,
  che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard.} ha introdotto
due nuove system call, \funcd{readv} e \funcd{writev}, che permettono di
effettuare con una sola chiamata una lettura o una scrittura su una serie di
buffer (quello che viene chiamato \textsl{I/O vettorizzato}. I relativi
prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/uio.h}
  
  \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
  una lettura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer specificati
  da \param{vector}.
  
  \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)} Esegue
  una scrittura vettorizzata da \param{fd} nei \param{count} buffer
  specificati da \param{vector}.
  
  \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
    caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
    assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
    argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{MAX\_IOVEC}).
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
    di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
  \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
  non ci sono dati in lettura.
  \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] La coda delle richieste è momentaneamente piena.
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{EISDIR}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT} (se non sono
  stato allocati correttamente i buffer specificati nei campi
  \var{iov\_base}), più tutti gli ulteriori errori che potrebbero avere le
  usuali funzioni di lettura e scrittura eseguite su \param{fd}.}
\end{functions}

Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, definita in
fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono essere letti o
scritti. Il primo campo, \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed
il secondo, \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso. 

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/iovec.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
    vettorizzato.} 
  \label{fig:file_iovec}
\end{figure}

I buffer da utilizzare sono indicati attraverso l'argomento \param{vector} che
è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza è specificata da
\param{count}.  Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata per
opportunamente per indicare i vari buffer da/verso i quali verrà eseguito il
trasferimento dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li
si sono specificati nel vettore \param{vector}.


\subsection{File mappati in memoria}
\label{sec:file_memory_map}

\itindbeg{memory~mapping}
Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
\textsl{paginazione}\index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo. 

Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
programma.  Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
del file attraverso il sistema della memoria virtuale\index{memoria~virtuale}
che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
segmento di memoria con quello del file mappato su di esso.  Per questo motivo
si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
\textsl{memoria mappata su file}.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=14cm]{img/mmap_layout}
  \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
  mappatura in memoria di un file.}
  \label{fig:file_mmap_layout}
\end{figure}

L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
un dato istante.

Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la memoria
virtuale,\index{memoria~virtuale} la sezione di memoria mappata su cui si
opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e solo
per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
salvate sullo swap.

Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.

L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
è:
\begin{functions}
  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
    fd, off\_t offset)}
  
  Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
    in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
    qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EBADF}] Il file descriptor non è valido, e non si è usato
      \const{MAP\_ANONYMOUS}.
    \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
      o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
      o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
      \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
      \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
    \item[\errcode{EINVAL}] I valori di \param{start}, \param{length} o
      \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
      dimensione delle pagine).
    \item[\errcode{ETXTBSY}] Si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
      \param{fd} è aperto in scrittura.
    \item[\errcode{EAGAIN}] Il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
      rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
      sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
    \item[\errcode{ENOMEM}] Non c'è memoria o si è superato il limite sul
      numero di mappature possibili.
    \item[\errcode{ENODEV}] Il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
      mapping.
    \item[\errcode{EPERM}] L'argomento \param{prot} ha richiesto
      \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
      l'opzione \texttt{noexec}.
    \item[\errcode{ENFILE}] Si è superato il limite del sistema sul numero di
      file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
multiplo della dimensione di una pagina di memoria. 


\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{PROT\_EXEC}  & Le pagine possono essere eseguite.\\
    \const{PROT\_READ}  & Le pagine possono essere lette.\\
    \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
    \const{PROT\_NONE}  & L'accesso alle pagine è vietato.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
    protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
  \label{tab:file_mmap_prot}
\end{table}


Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{in Linux
  la memoria reale è divisa in pagine: ogni processo vede la sua memoria
  attraverso uno o più segmenti lineari di memoria virtuale.  Per ciascuno di
  questi segmenti il kernel mantiene nella \itindex{page~table}\textit{page
    table} la mappatura sulle pagine di memoria reale, ed le modalità di
  accesso (lettura, esecuzione, scrittura); una loro violazione causa quella
  che si chiama una \textit{segment violation}, e la relativa emissione del
  segnale \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}; il valore specificato deve essere
compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.

L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{MAP\_FIXED}     & Non permette di restituire un indirizzo diverso
                             da \param{start}, se questo non può essere usato
                             \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
                             valore di \param{start} deve essere allineato
                             alle dimensioni di una pagina. \\
    \const{MAP\_SHARED}    & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
                             riportati sul file e saranno immediatamente
                             visibili agli altri processi che mappano lo stesso
                             file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
                             aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
                             \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
                             visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
                             con \const{MAP\_PRIVATE}. \\ 
    \const{MAP\_PRIVATE}   & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
                             riportati sul file. Ne viene fatta una copia
                             privata cui solo il processo chiamante ha
                             accesso.  Le modifiche sono mantenute attraverso
                             il meccanismo del \textit{copy on
                               write}\itindex{copy~on~write} e 
                             salvate su swap in caso di necessità. Non è
                             specificato se i cambiamenti sul file originale
                             vengano riportati sulla regione
                             mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}. \\
    \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
                             \textit{DoS}\index{DoS} (veniva usato per
                             segnalare che tentativi di scrittura sul file
                             dovevano fallire con \errcode{ETXTBSY}).\\
    \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato. \\
    \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
                             delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
                             \textit{copy on write}\itindex{copy~on~write}
                             per mantenere le
                             modifiche fatte alla regione mappata, in
                             questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
                             memoria disponibile, si ha l'emissione di
                             un \const{SIGSEGV}. \\
    \const{MAP\_LOCKED}    & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
                             mappate.\\
    \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli stack. Indica 
                             che la mappatura deve essere effettuata con gli
                             indirizzi crescenti verso il basso.\\
    \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
                             argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
                             ignorati.\footnotemark\\
    \const{MAP\_ANON}      & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
    \const{MAP\_FILE}      & Valore di compatibilità, ignorato.\\
    \const{MAP\_32BIT}     & Esegue la mappatura sui primi 2GiB dello spazio
                             degli indirizzi, viene supportato solo sulle
                             piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
                             le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
                             richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
    \const{MAP\_POPULATE}  & Esegue il \itindex{prefaulting}
                             \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
                             necessarie alla mappatura. \\
    \const{MAP\_NONBLOCK}  & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
                             non causa I/O.\footnotemark \\
%     \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
%                              mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
%                              implementato.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
  \label{tab:file_mmap_flag}
\end{table}


Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
tutto quanto è comunque basato sul basato sul meccanismo della memoria
virtuale.\index{memoria~virtuale} Questo comporta allora una serie di
conseguenze. La più ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in
sola lettura si avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso
(\const{SIGSEGV}), dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non
consentono questo tipo di accesso.

È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
paginazione\index{paginazione}, la mappatura in memoria non può che essere
eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
effettive del file o della sezione che si vuole mappare. 

\footnotetext[20]{Dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
  memoria.}  
\footnotetext[21]{L'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è
  stato implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x.}

\footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
  introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
  parleremo più avanti.}

\begin{figure}[!htb] 
  \centering
  \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_boundary}
  \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
    dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
  \label{fig:file_mmap_boundary}
\end{figure}


Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
bordo della pagina successiva.

In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
scritto.

Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
quella della mappatura in memoria.

In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
\const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.

Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
\textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_exceed}
  \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
    alla lunghezza richiesta.}
  \label{fig:file_mmap_exceed}
\end{figure}

Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
nuovo programma.

Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo.  I valori di
\var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
\const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.

Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
autonoma dal sistema della memoria virtuale.

Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
del contenuto della memoria su cui è mappato.

Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
l'interfaccia standard, quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
  
  Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] O \param{start} non è multiplo di
      \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
      \param{flags}.
    \item[\errcode{EFAULT}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
      precedentemente mappata.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
file (qualora questo non sia già stato fatto).  Provvede anche ad aggiornare i
relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
del file aggiornato.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{MS\_ASYNC}     & Richiede la sincronizzazione.\\
    \const{MS\_SYNC}      & Attende che la sincronizzazione si eseguita.\\
    \const{MS\_INVALIDATE}& Richiede che le altre mappature dello stesso file
                            siano invalidate.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
  \label{tab:file_mmap_rsync}
\end{table}

L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_rsync}, di questi però
\const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
flag fa invalidare le pagine di cui si richiede la sincronizzazione per tutte
le mappature dello stesso file, così che esse possano essere immediatamente
aggiornate ai nuovi valori.

Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
  
  Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] L'intervallo specificato non ricade in una zona
      precedentemente mappata.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
\param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore.  Si tenga
presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.

Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
\begin{functions}  
%  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
  
  Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
  specificato.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
      multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
    \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
      cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
      ha solo accesso in lettura.
%     \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
%       necessarie all'interno del kernel.
%     \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
%       accessibile.
    \end{errlist}
    ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
  } 
\end{functions}


La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
\param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}.  La nuova
protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.


Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
    new\_size, unsigned long flags)}
  
  Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.

  \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
    caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
      -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
    valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
      puntatore valido.
    \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
      specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
      mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
      memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
      è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
    \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
      essere rimappato.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
  utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
  di includere \file{sys/mman.h}.}  che consente di eseguire l'espansione
anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.

La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
\itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
\func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.

Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
  dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.

Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
\func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
  anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
\itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
  (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.

Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
  arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
non-linare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
\textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
  delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
  aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
\textit{memory mapping}.

Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
unix-like.  Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
  \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
\begin{functions}  
  \headdecl{sys/mman.h} 

  \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
    ssize\_t pgoff, int flags)}
  
  Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EINVAL}] Si è usato un valore non valido per uno degli
      argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
        mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
    \end{errlist}
  }
\end{functions}

Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
regione mappata.

La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
\param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
\param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.

Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
\const{MAP\_NONBLOCK}.  Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
\textit{memory mapping}. 

Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
\index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
\itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
interessate dal \textit{memory mapping}. 

Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
  fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
\textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
\const{MAP\_POPULATE}.

Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'l'I/O su disco che può
rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
\textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
  essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
  il \textit{prelink} delle applicazioni.}

\itindend{memory~mapping}


% i raw device 
%\subsection{I \textit{raw} device}
%\label{sec:file_raw_device}




\section{Il file locking}
\label{sec:file_locking}

\index{file!locking|(}
In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
in \textit{append mode}, quando più processi scrivono contemporaneamente sullo
stesso file non è possibile determinare la sequenza in cui essi opereranno.

Questo causa la possibilità di una \textit{race condition}
\itindex{race~condition}; in generale le situazioni più comuni sono due:
l'interazione fra un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi
ultimi possono leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o
incompleta; o quella in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera
imprevedibile il loro output sul file.

In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
evitare le \textit{race condition}\itindex{race~condition}, attraverso una
serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
delle operazioni di scrittura.



\subsection{L'\textit{advisory locking}}
\label{sec:file_record_locking}

La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
  locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
  come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
  \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discretionary file
    lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
  mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
    locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
  ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
  riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
  mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.  Questo significa
che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite comunque e non
risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock}; pertanto è
sempre compito dei vari processi che intendono usare il file locking,
controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi prima di accedervi,
utilizzando le relative funzioni.

In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock}:\footnote{di
  seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
  nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
  \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
  processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
  \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
\textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
proteggere il loro accesso in lettura.

La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
\textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
proteggere il suo accesso in scrittura.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
    \hline
    \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
    \cline{2-4}
                       &Nessun lock&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
    \hline
    \hline
    \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
    \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Tipologie di file locking.}
  \label{tab:file_file_lock}
\end{table}

In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
  locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
\func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}.  I \textit{file lock}
sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due interfacce,
che pertanto possono coesistere senza interferenze.

Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
\textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file.  Se il lock viene acquisito
il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il lock. La situazione
delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
sono riportati, per le varie tipologie di lock presenti su un file, il
risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
menzionate, nel successo della richiesta.

Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di lock che
si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
apertura dello stesso (in lettura per un read lock e in scrittura per un write
lock).

%%  Si ricordi che
%% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
%% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
%% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.


\subsection{La funzione \func{flock}} 
\label{sec:file_flock}

La prima interfaccia per il file locking, quella derivata da BSD, permette di
eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per richiedere e
rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo prototipo è:
\begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
  
  Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Il file ha già un blocco attivo, e si è
      specificato \const{LOCK\_NB}.
    \end{errlist}
  }
\end{prototype}

La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
\param{operation}, questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
essere passato utilizzando le costanti riportate in
tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{LOCK\_SH} & Asserisce uno \textit{shared lock} sul file.\\ 
    \const{LOCK\_EX} & Asserisce un \textit{esclusive lock} sul file.\\
    \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
    \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
                       richiesta di un \textit{file lock}.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
  \label{tab:file_flock_operation}
\end{table}

I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
bloccherà qualora il lock non possa essere acquisito, ma ritornerà subito con
un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un lock si dovrà invece
usare \const{LOCK\_UN}.

La semantica del file locking di BSD è diversa da quella del file locking
POSIX, in particolare per quanto riguarda il comportamento dei lock nei
confronti delle due funzioni \func{dup} e \func{fork}.  Per capire queste
differenze occorre descrivere con maggiore dettaglio come viene realizzato il
file locking nel kernel in entrambe le interfacce.

In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
dell'implementazione del file locking in stile BSD in Linux; il punto
fondamentale da capire è che un lock, qualunque sia l'interfaccia che si usa,
anche se richiesto attraverso un file descriptor, agisce sempre su un file;
perciò le informazioni relative agli eventuali \textit{file lock} sono
mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in particolare, come
  accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i \textit{file lock} sono
  mantenuti un una \textit{linked~list} di strutture \struct{file\_lock}. La
  lista è referenziata dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo
  \var{i\_flock} della struttura \struct{inode} (per le definizioni esatte si
  faccia riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti del kernel).  Un bit del
  campo \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
  (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).} \itindex{linked~list} dato
che questo è l'unico riferimento in comune che possono avere due processi
diversi che aprono lo stesso file.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=14cm]{img/file_flock}
  \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare  
    del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
  \label{fig:file_flock_struct}
\end{figure}

La richiesta di un file lock prevede una scansione della lista per determinare
se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di un nuovo
elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}  Nel caso
dei lock creati con \func{flock} la semantica della funzione prevede che sia
\func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un file lock quanto
piuttosto degli ulteriori riferimenti allo stesso. Questo viene realizzato dal
kernel secondo lo schema di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad
ogni nuovo \textit{file lock} un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto
  nel campo \var{fl\_file} di \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per
  i lock creati con la semantica BSD.} alla voce nella \textit{file table} da
cui si è richiesto il lock, che così ne identifica il titolare.

Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un file lock,
il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un file descriptor che
fa riferimento ad una voce nella file table corrispondente a quella registrata
nel lock.  Allora se ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella file
table, si può capire immediatamente quali sono le conseguenze nei confronti
delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.

Sarà così possibile rimuovere un file lock attraverso uno qualunque dei file
descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella file table, anche se
questo è diverso da quello con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo
  non vale se il file descriptor fa riferimento allo stesso file, ma
  attraverso una voce diversa della file table, come accade tutte le volte che
  si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
processo figlio; inoltre una volta tolto un file lock, la rimozione avrà
effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella file
table, e quindi, nel caso di file descriptor ereditati attraverso una
\func{fork}, anche su processi diversi.

Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
dei file lock, quando un file viene chiuso il kernel provveda anche a
rimuovere tutti i lock ad esso associati. Anche in questo caso occorre tenere
presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal caso
infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il lock rimosso) fintanto
che non viene rilasciata la relativa voce nella file table; e questo avverrà
solo quando tutti i file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce
sono stati chiusi.  Quindi, nel caso ci siano duplicati o processi figli che
mantengono ancora aperto un file descriptor, il lock non viene rilasciato.

Si tenga presente infine che \func{flock} non è in grado di funzionare per i
file mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di eseguire il
\textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia basata su \func{fcntl} che
può funzionare anche attraverso NFS, a condizione che sia il client che il
server supportino questa funzionalità.
 

\subsection{Il file locking POSIX}
\label{sec:file_posix_lock}

La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
essa viene usata solo secondo il prototipo:
\begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
  
  Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EACCES}] L'operazione è proibita per la presenza di
      \textit{file lock} da parte di altri processi.
    \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
      sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock,
      o il protocollo per il locking remoto è fallito.
    \item[\errcode{EDEADLK}] Si è richiesto un lock su una regione bloccata da
      un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco di un lock
      mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto un
      \textit{deadlock}\itindex{deadlock}. Non è garantito che il sistema
      riconosca sempre questa situazione.
    \item[\errcode{EINTR}] La funzione è stata interrotta da un segnale prima
      di poter acquisire un lock.
    \end{errlist}
    ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
  }
\end{prototype}

Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
\func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
relative agli eventuali lock preesistenti.  Per poter fare tutto questo la
funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
(la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
inserire tutti i dati relativi ad un determinato lock. Si tenga presente poi
che un lock fa sempre riferimento ad una regione, per cui si potrà avere un
conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale con un'altra
regione bloccata.

\begin{figure}[!bht]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/flock.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il file
    locking.} 
  \label{fig:struct_flock}
\end{figure}


I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
\var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
il lock: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
\const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}). 

Si tenga presente che un lock può essere richiesto anche per una regione al di
là della corrente fine del file, così che una eventuale estensione dello
stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un valore nullo per
\var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla dimensione massima del
file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque regione a partire da
un certo punto fino alla fine del file, coprendo automaticamente quanto
eventualmente aggiunto in coda allo stesso.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
    \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
    \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un file lock.\\
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
  \label{tab:file_flock_type}
\end{table}

Il tipo di file lock richiesto viene specificato dal campo \var{l\_type}, esso
può assumere i tre valori definiti dalle costanti riportate in
tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere rispettivamente
uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la rimozione di un
lock precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid} viene usato solo
in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con \const{F\_GETLK}, e
riporta il \acr{pid} del processo che detiene il lock.

Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
\param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
l'azione da compiere; i valori relativi al file locking sono tre:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
\item[\const{F\_GETLK}] verifica se il file lock specificato dalla struttura
  puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo sovrascrive
  la struttura \param{flock} con i valori relativi al lock già esistente che
  ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il campo
  \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}. 
\item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
  \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
  corrispondente file lock, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel caso la
  richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un lock preesistente la
  funzione ritorna immediatamente con un errore di \errcode{EACCES} o di
  \errcode{EAGAIN}.
\item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
  non può essere soddisfatta per la presenza di un altro lock, mette il
  processo in stato di attesa fintanto che il lock precedente non viene
  rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
  con un errore di \errcode{EINTR}.
\end{basedescript}

Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
una presenza generica di lock su un file, perché se ne esistono altri
compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
\var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}.  Inoltre a seconda del valore di
\var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di lock
(se è \const{F\_WRLCK}) o di write lock (se è \const{F\_RDLCK}). Si consideri
poi che può esserci più di un lock che impedisce l'acquisizione di quello
richiesto (basta che le regioni si sovrappongano), ma la funzione ne riporterà
sempre soltanto uno, impostando \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i
valori \var{l\_start} e \var{l\_len} per indicare quale è la regione bloccata.

Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
\const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un lock fra le due
chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
\func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
  è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
  sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il lock sia
stato effettivamente acquisito.

\begin{figure}[htb]
  \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
  \caption{Schema di una situazione di \textit{deadlock}\itindex{deadlock}.}
  \label{fig:file_flock_dead}
\end{figure}

Non operando a livello di interi file, il file locking POSIX introduce
un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
porta ad un \textit{deadlock}\itindex{deadlock}, dato che a quel punto anche
il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
cerca di acquisire un lock che porterebbe ad un \textit{deadlock}.

\begin{figure}[!bht]
  \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
  \caption{Schema dell'architettura del file locking, nel caso particolare  
    del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
  \label{fig:file_posix_lock}
\end{figure}


Per capire meglio il funzionamento del file locking in semantica POSIX (che
differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
  sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
  semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
  \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
  bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}.  La struttura è
  comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
  impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
  usato.} il lock è sempre associato all'inode\index{inode}, solo che in
questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
voce nella file table, ma con il valore del \acr{pid} del processo.

Quando si richiede un lock il kernel effettua una scansione di tutti i lock
presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
  \itindex{linked~list}\textit{linked list} delle strutture
  \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
  \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
  ben separate.}  per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di lock, in caso
negativo il nuovo lock viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.

Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
\acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel lock.
Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
dei lock POSIX. La prima conseguenza è che un lock POSIX non viene mai
ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo figlio avrà un
\acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una \func{exec} in quanto
il \acr{pid} resta lo stesso.  Questo comporta che, al contrario di quanto
avveniva con la semantica BSD, quando processo termina tutti i file lock da
esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.

La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
\func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
un lock, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da questo
deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
chiusura di un file i lock ad esso associati vengono rimossi, nella semantica
POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare tutti i
lock relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi fossero
stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.

Dato che il controllo sull'accesso ai lock viene eseguito sulla base del
\acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un'altro
degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
richiedono dei lock su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
avranno sempre successo.

Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
  cioè si richiede più volte lo stesso file lock, o più lock sulla stessa
  sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola richiesta di
  rilascio per cancellare il lock.}  la cosa non ha alcun effetto; la funzione
ritorna con successo, senza che il kernel debba modificare la lista dei lock.
In questo caso invece si possono avere una serie di situazioni diverse: ad
esempio è possibile rimuovere con una sola chiamata più lock distinti
(indicando in una regione che si sovrapponga completamente a quelle di questi
ultimi), o rimuovere solo una parte di un lock preesistente (indicando una
regione contenuta in quella di un altro lock), creando un buco, o coprire con
un nuovo lock altri lock già ottenuti, e così via, a secondo di come si
sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta.  Il
comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei lock per far si
che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti con quanto
necessario a soddisfare l'operazione richiesta.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includecodesample{listati/Flock.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
  \label{fig:file_flock_code}
\end{figure}

Per fare qualche esempio sul file locking si è scritto un programma che
permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
allegato nella directory dei sorgenti).

La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un write lock o
read lock (i due valori sono esclusivi, la variabile assumerà quello che si è
specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono pure impostate la
variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando si invoca
l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la semantica
POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di richiesta del
lock (bloccante o meno), a seconda dell'opzione \cmd{-b}.

Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
  15--18}) il tipo di lock, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
\const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
modalità bloccante.

Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di lock al valore viene
aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria.  Nel caso
invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
esegue (\texttt{\small 41}).

In entrambi i casi dopo aver richiesto il lock viene controllato il risultato
uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un messaggio
(\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si pone in
attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c} dato da
tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e tutti i
lock vengono rilasciati.

Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del file
locking; cominciamo con l'eseguire un read lock su un file, ad esempio usando
all'interno di un terminale il seguente comando:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
il programma segnalerà di aver acquisito un lock e si bloccherà; in questo
caso si è usato il file locking POSIX e non avendo specificato niente riguardo
alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori preimpostati che
bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad eseguire lo stesso
comando in un altro terminale, e avremo lo stesso risultato. Se invece
proviamo ad eseguire un write lock avremo:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
lock, dato che il file è bloccato dal precedente read lock. Si noti che il
risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte del
file con il comando:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
se invece blocchiamo una regione con: 

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
una volta che riproviamo ad acquisire il write lock i risultati dipenderanno
dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due regioni si
sovrappongono avremo che:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15  Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
ed il lock viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
avremo che:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15  Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
ed il lock viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un read
lock che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
Failed lock: Resource temporarily unavailable
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
come ci aspettiamo questo non sarà consentito.

Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
opzione:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
il primo comando acquisisce subito un read lock, e quindi non cambia nulla, ma
se proviamo adesso a richiedere un write lock che non potrà essere acquisito
otterremo:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
punto rilasciamo il precedente lock (terminando il primo comando un
\texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
lock viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}%$
\end{minipage}\vspace{3mm}
\par\noindent

Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
fra i due tipi di lock; se ripartiamo dal primo comando con cui si è ottenuto
un lock in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa succede quando
si cerca di ottenere un lock in scrittura con la semantica BSD:

\vspace{1mm}
\begin{minipage}[c]{12cm}
\begin{verbatim}
[root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
Lock acquired
\end{verbatim}
\end{minipage}\vspace{1mm}
\par\noindent
che ci mostra come i due tipi di lock siano assolutamente indipendenti; per
questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i lock
applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.



\subsection{La funzione \func{lockf}}
\label{sec:file_lockf}

Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il file locking sia molto più
potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
  
  Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] Non è possibile acquisire il lock, e si è
      selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
      file è mappato in memoria.
    \item[\errcode{ENOLCK}] Il sistema non ha le risorse per il locking: ci
      sono troppi segmenti di lock aperti, si è esaurita la tabella dei lock.
    \end{errlist}
    ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
  }
\end{prototype}

Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
                      mantenere un lock condiviso sullo stesso file.\\
    \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
                      alla volta può mantenere un lock esclusivo su un file. \\
    \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
    \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il lock non è disponibile,
                      si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
                      con un OR aritmetico dei valori.\\ 
    \hline    
  \end{tabular}
  \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
  \label{tab:file_lockf_type}
\end{table}

Qualora il lock non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
\const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
affatto equivalente a \func{flock}).



\subsection{Il \textit{mandatory locking}}
\label{sec:file_mand_locking}

Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
per introdurre un file locking che, come dice il nome, fosse effettivo
indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
\textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.

Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
utilizzo particolare del bit \acr{sgid}. Se si ricorda quanto esposto in
sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}), esso viene di norma utilizzato per cambiare il
group-ID effettivo con cui viene eseguito un programma, ed è pertanto sempre
associato alla presenza del permesso di esecuzione per il gruppo. Impostando
questo bit su un file senza permesso di esecuzione in un sistema che supporta
il \textit{mandatory locking}, fa sì che quest'ultimo venga attivato per il
file in questione. In questo modo una combinazione dei permessi
originariamente non contemplata, in quanto senza significato, diventa
l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
  locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
  sez.~\ref{sec:file_chmod} e cioè che il bit \acr{sgid} viene cancellato (come
  misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo non vale quando
  esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory locking}.}

L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
neanche root può passare sopra ad un lock; pertanto un processo che blocchi un
file cruciale può renderlo completamente inaccessibile, rendendo completamente
inutilizzabile il sistema\footnote{il problema si potrebbe risolvere
  rimuovendo il bit \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa
  operazione con un sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory
  locking} si può bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura
su un file su cui è attivo un lock. Per questo motivo l'abilitazione del
mandatory locking è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem
per filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
\func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
\cmd{mand} per il comando).

Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
ha nessun effetto sui lock richiesti con l'interfaccia di \func{flock}, e che
la granularità del lock è quella del singolo byte, come per \func{fcntl}.

La sintassi di acquisizione dei lock è esattamente la stessa vista in
precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
mandatory lock attivato non è più necessario controllare la disponibilità di
accesso al file, ma si potranno usare direttamente le ordinarie funzioni di
lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire direttamente il file
locking.

Questo significa che in caso di read lock la lettura dal file potrà avvenire
normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà fino al
rilascio del lock, a meno di non aver aperto il file con \const{O\_NONBLOCK},
nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore di \errcode{EAGAIN}.

Se invece si è acquisito un write lock tutti i tentativi di leggere o scrivere
sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al rilascio del
lock, a meno che il file non sia stato aperto con \const{O\_NONBLOCK}, nel
qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato con l'errore di
\errcode{EAGAIN}.

Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
\func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
lock (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).

L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso infatti,
quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si ha un
accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia impossibile
eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
lock\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
  impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
  comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
  diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
  all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
  \file{Documentation/mandatory.txt}.}  di seguire questo comportamento
soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
possibilità di modificare il file.
\index{file!locking|)}




%%% Local Variables: 
%%% mode: latex
%%% TeX-master: "gapil"
%%% End: